操作系统之GDT和IDT(三)

一、CPU的工作模式(寻址方式)

说GDT需要从CPU的工作模式开始说,在IA32架构(或称i386、X86-32或X86架构)下,CPU有多种工作模式:实模式保护模式

CPU复位(reset)或加电(power on)的时候以实模式启动,处理器以实模式工作。在实模式下,内存寻址方式和8086相同,由16位段寄存器的内容乘以16(左移4位)当做段基地址,加上16位偏移地址形成20位的物理地址,最大寻址空间1MB,最大分段64KB。可以使用32位指令。32位的x86 CPU用做高速的8086。在实模式下,所有的段都是可以读、写和可执行的。
286架构导入保护模式,允许硬件等级的存储器保护。然而要使用这些新的特色,需要额外先前不需要的软件指令。由于x86微处理机主要的设计规格,是能够完全地向前兼容于针对先前所有x86芯片所撰写的软件,因此286芯片的开机是处于’实模式’—也就是关闭新的存储器保护特性的模式,所以可以运行针对旧的微处理器所设计的软件。到现在为止,即使最新的x86 CPU一开始在电源打开处于实模式下,也能够运行针对先前任何芯片所撰写的软件.[1]

在8086/8088时期,都是16位的CPU,没有工作模式之分,有16位的寄存器,16位的数据总线,20位的地址总线,使用Segment:Offset寻址方式,具有1MB的寻址能力。

在80286以后出现实模式保护模式的区别,实模式主要是为了兼容之前的CPU架构,可以运行之前的软件,寻址方式和寻址能力和8086 CPU相同。依照CPU的设计规则,之后的X86 CPU都是在实模式下启动

而到了Intel 80386,CPU真正具有32位的寄存器,32位的地址总线,一个寄存器就具有具有4GB的寻址能力。但为了兼容80x86之前的机器,8086以后的机器启动后仍然进入实模式下,由16位段寄存器左移4位作为基地址加上16位偏移地址形成20位的物理地址,最大寻址空间1MB,最大分段64KB。之后需要手动的切换到保护模式下

保护模式与实模式相比,主要是两个差别:一是提供了段间的保护机制,防止程序间胡乱访问地址带来的问题,二是访问的内存空间变大,80386具有32位寄存器,寻址可达到4GB。

二、GDT

GDT,即全局描述表(GDT Global Descriptor Table)

在保护模式下仍然使用Segment:Offset的寻址方式,但其中的含义有所不同。

首先考虑一下在实模式下的编程模型:

在实模式下,对内存地址的访问是通过Segment:Offset的方式来进行的,其中Segment是段的Base Address,一个Segment的最大长度是64 KB,这是16-bit系统所能表示的最大长度。而Offset则是相对于Base Address的偏移量。Base Address + Offset就是一个内存绝对地址。由此,我们可以看出,一个段具备两个因素:Base Address和Limit(段的最大长度),而对一个内存地址的访问,则是需要指出:使用哪个段?以及相对于这个段Base Address的Offset,这个Offset应该小于此段的Limit。当然对于16-bit系统,Limit不要指定,默认为最大长度64KB,而 16-bit的Offset也永远不可能大于此Limit。在实际编程的时,使用16-bit段寄存器CS(Code Segment),DS(Data Segment),SS(Stack Segment)来指定Segment,CPU将段寄存器中的数值向左偏移4-bit,放到20-bit的地址线上就成为20-bit的Base Address。

到了保护模式,内存的管理模式分为两种:段模式页模式,其中页模式也是基于段模式的。也就是说,保护模式的内存管理模式事实上是:纯段模式和段页式。进一步说,段模式是必不可少的,而页模式则是可选的——如果使用页模式,则是段页式;否则是纯段模式。

既然是这样,我们就先不去考虑页模式。对于段模式来讲,访问一个内存地址仍然使用Segment:Offset的方式。由于保护模式运行在32位系统上,那么Segment的两个因素:Base Address和Limit也都是32位的。IA-32允许将一个段的Base Address设为32-bit所能表示的任何值(Limit则可以被设为32-bit所能表示的,以2^12为倍数的任何值),而不象实模式下,一个段的Base Address只能是16的倍数(因为其低4-bit是通过左移运算得来的,只能为0,从而达到使用16-bit段寄存器表示20-bit Base Address的目的),而一个段的Limit只能为固定值64 KB。另外,保护模式,顾名思义,又为段模式提供了保护机制,也就说一个段的描述符需要规定对自身的访问权限(Access)。所以,在保护模式下,对一个段的描述则包括3方面因素:[Base Address, Limit, Access],它们加在一起被放在一个64-bit长的数据结构中,被称为段描述符。这种情况下,如果我们直接通过一个64-bit段描述符来引用一个段的时候,就必须使用一个64-bit长的段寄存器装入这个段描述符。但Intel为了保持向后兼容,将段寄存器仍然规定为16-bit(尽管每个段寄存器事实上有一个64-bit长的不可见部分,但对于程序员来说,段寄存器就是16-bit的),那么很明显,我们无法通过16-bit长度的段寄存器来直接引用64-bit的段描述符。怎么办?

解决的方法就是把这些长度为64-bit的段描述符放入一个数组中,而将段寄存器中的值作为下标索引来间接引用(事实上,是将段寄存器中的高13-bit的内容作为索引)。这个全局的数组就是GDT。事实上,在GDT中存放的不仅仅是段描述符,还有其它描述符,它们都是64-bit长,我们随后再讨论。

GDT可以被放在内存的任何位置,那么当程序员通过段寄存器来引用一个段描述符时,CPU必须知道GDT的入口,也就是基地址放在哪里,所以Intel的设计者门提供了一个寄存器GDTR用来存放GDT的入口地址,程序员将GDT设定在内存中某个位置之后,可以通过LGDT指令将GDT的入口地址装入此寄存器,从此以后,CPU就根据此寄存器中的内容作为GDT的入口来访问GDT了。

GDT是保护模式所必须的数据结构,也是唯一的——不应该,也不可能有多个。另外,正象它的名字(Global Descriptor Table)所揭示的,它是全局可见的,对任何一个任务而言都是这样。

总结一下:

  1. 在保护模式下,对一个段的描述则包括3方面因素:[Base Address, Limit, Access],它们加在一起被放在一个64-bit长的数据结构中,被称为段描述符,段描述符的结构:
    操作系统之GDT和IDT(三)_第1张图片

  2. 段描述符使用数组存储,使用LGDT指令将GDT的入口地址装入GDTR寄存器。

  3. 段选择子,一个16位的数据结构,段选择子的结构:
    操作系统之GDT和IDT(三)_第2张图片
    ,索引号即作为GDT数组的下标,索引号只有13位,所以,GDT数组最多有8192个元素。

三、LDT

LDT只是一个可选的数据结构,你完全可以不用它。使用它或许可以带来一些方便性,但同时也带来复杂性,如果你想让你的OS内核保持简洁性,以及可移植性,则最好不要使用它。
引用GDT和LDT中的段描述符所描述的段,是通过一个16-bit的数据结构来实现的,这个数据结构叫做Segment Selector——段选择子。它的高13位作为被引用的段描述符在GDT/LDT中的下标索引,bit 2用来指定被引用段描述符被放在GDT中还是到LDT中,bit 0和bit 1是RPL——请求特权等级,被用来做保护目的,我们这里不详细讨论它。
前面所讨论的装入段寄存器中作为GDT/LDT索引的就是Segment Selector,当需要引用一个内存地址时,使用的仍然是Segment:Offset模式,具体操作是:在相应的段寄存器装入Segment Selector,按照这个Segment Selector可以到GDT或LDT中找到相应的Segment Descriptor,这个Segment Descriptor中记录了此段的Base Address,然后加上Offset,就得到了最后的内存地址。

三、IDT

IDT,Interrupt Descriptor Table,即中断描述符表,和GDT类似,他记录了0~255的中断号和调用函数之间的关系。

  1. 中断描述符结构:
    操作系统之GDT和IDT(三)_第3张图片

  2. 段描述符使用数组存储,使用LIDT指令将IDT的入口地址装入IDTR寄存器。

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