IA-32体系结构CPU保护模式和32位操作系统常见误区

系统软件开发系列文章之二：IA-32体系结构CPU保护模式和32位操作系统常见误区

 

（20100604随笔版，不保证完全的学术严谨）

 

1、工作在80386保护模式上的32位操作系统使用80386保护模式的硬件任务切换功能支持多任务。

 

错误！现代32位操作系统，例如Windows（这里指Windows NT，包括Windows 2000／XP及其后续版本）或者Linux，都是具有可移植性的操作系统，也就是说，操作系统的源程序，只需要修改与硬件相关的最底层部分（例如Windows中的硬件抽象层——HAL），即可重新编译以适应在不同CPU上运行。因此现代32位操作系统只能尽量使用各种不同32位CPU都能支持的通用功能，对于某些CPU特有的硬件支持功能尽量不用，以保证可移植性。

 

例如，大多数32位CPU只支持2个特权级，尽管80386支持Ring 0、Ring 1、Ring 2和Ring 3合计4个特权级，但工作在80386上的Windows和Linux都只使用2个特权级——Ring 0和Ring 3。

 

再例如，除了80386支持分段内存寻址和段保护之外，其它32位CPU很少支持分段内存寻址，因此工作在80386上的Windows，无论是在Ring 0还是在Ring 3上运行，其代码段、数据段和堆栈段的基址都是0，限长都是4GB——即所谓的“平坦（Flat）内存模式”，32位偏移量就等于线性地址，基本没有使用分段内存寻址，段保护也很少使用。Windows使用在32位CPU中支持较为广泛的分页寻址和页保护。

 

因此，只有80386支持的保护模式硬件任务切换功能（通过TR、TSS和任务门实现）通常是不会被现代32位操作系统使用的，Windows和Linux都通过软件实现任务切换。

 

尽管Windows不会使用80386保护模式的硬件任务切换功能，但是TSS（任务状态段）保存了当前任务（这里仅指80386硬件任务，与Windows进程／线程无关，实际上所有正常运行的Windows进程／线程，都对应同一个80386硬件任务）的某些重要信息，例如特权级改变时通常是一定要用到TSS的，所以Windows仍然至少要维护1个TSS。

 

这里给出一道思考题：

 

Windows中，工作于用户模式（Ring 3）的应用程序通常不能直接访问I／O端口，也就是说，IN／OUT指令以及C／C++中的_inp／_outp函数对于一般应用程序是无效的，但在使用一种名为“WinIO”的第三方开发库（工具包）的情况下，则可以使用IN／OUT指令以及_inp／_outp函数直接访问I／O端口。

 

已知WinIO的核心是一个文件名为winio.sys的设备驱动程序，调用了3个未公开的Windows内核功能调用：

 

Ke386SetIoAccessMap

Ke386QueryIoAccessMap

Ke386IoSetAccessProcess

 

试查阅相关资料，思考一下这3个内核功能调用与TSS中的哪一部分重要信息相关？

 

2、80386保护模式分页内存寻址中，页目录、页表和页是3种完全不同的4KB块。

 

不准确！实际上，无论页目录、页表还是页，它们的本质都是4KB的页，页目录项和页表项的数据格式实际上是完全相同的。这就意味着，一个4KB的页目录同时也可以作为一个页表使用，一个4KB的页目录或者页表也可以当作普通的页来访问。

 

启用80386保护模式分页内存寻址之后，CR3寄存器保存页目录的物理地址，因此页目录必须常驻物理内存，而页表和页则可以在需要时予以分配。

 

3、CR3寄存器、页目录项和页表项中存储的地址都是物理地址，但是启用80386保护模式分页内存寻址之后，程序员只能访问线性地址，如何知道页目录／页表自身对应的线性地址并维护页目录项／页表项呢？绕糊涂了……

 

不必糊涂，使用线性地址维护页目录项和页表项的方法非常简单。

 

如上所述，页目录也可以作为页表使用，页目录和页表又都可以作为普通页使用，那么可以在创建页目录时，将某一页目录项对应的物理地址设置为页目录自身的物理地址，也就是某一页目录项指向页目录自身。

 

例如，假设页目录的第2页目录项（页目录项索引为1）指向页目录自身，则以下线性地址（二进制，下同）：

 

0000000001 0000000000 000000000000b

 

该线性地址对应第2页目录项指向的页表，但是第2页目录项指向的是页目录自身，因此页目录同时就作为页表使用，该线性地址又对应第1页表项指向的页，但是现在的页表就是页目录，因此该线性地址对应的是第1页目录项指向的“页”，即第1页表。最终，该线性地址指向第1页表（起始处），使用该线性地址即可直接访问第1页表。

 

以下线性地址：

 

0000000001 0000000001 000000000000b

该线性地址对应第2页目录项指向的页表，但是第2页目录项指向的是页目录自身，因此页目录同时就作为页表使用，该线性地址又对应第2页表项指向的页，但是现在的页表就是页目录，因此该线性地址对应的是第2页目录项指向的“页”——即页目录自身！最终，该线性地址指向页目录（起始处），使用该线性地址即可直接访问页目录。

 

Windows中，任何进程的页目录线性地址都是C0300000h，为什么呢？将十六进制转换成二进制，C0300000h地址对应的二进制地址是：

 

1100000000 1100000000 000000000000b

 

显然，只要将进程页目录的第769页目录项（页目录项索引为0300h，即1100000000b）指向进程页目录自身，则任何进程的页目录线性地址一定都是C0300000h，不管不同进程页目录的物理地址是否相同。

 

对于任何进程，还可以得出以下结论：

 

线性地址1100000000 0000000000 000000000000b=C0000000h一定指向进程第1页表；

线性地址1100000000 0000000001 000000000000b=C0001000h一定指向进程第2页表；

线性地址1100000000 0000000010 000000000000b=C0002000h一定指向进程第3页表；

……

 

这样一来，使用线性地址维护页目录项／页表项就变得非常简单了，如果需要添加新的页表或者页，只要通过线性地址修改对应页目录项／页表项，使其指向一块4KB空闲物理内存即可，然后可以立即通过对应这段物理内存的新线性地址访问之。操作系统通常需要维护一个数据结构，以标识4KB物理内存块的分配情况。

 

最后给出一道练习题：

 

在Windows下，使用内核调试器（SoftICE、WinDbg等）检查CR3寄存器的值，然后与索引为0300h的页目录项对应的物理地址，即线性地址C0300000h+0300h*04h处的DWORD（将低12位清空）相比较，看二者是否相同，为什么？