《一个操作系统的实现》阅读笔记 之 保护模式

一、认识保护模式

         1 保护模式(Protected Mode,或有时简写为 pmode) 是一种 80286 系列和之后的 x86 兼容 CPU 操作模式。保护模式有一些新的特色,设计用来增强 多工 和系统稳定度,像是 内存保护,分页 系统,以及硬件支援的 虚拟内存。
         2  运行环境
         由于引导扇区的大小只有512字节,如果程序写的大于512字节,则将程序写到引导扇区的方法就不可行了。解决此问题的方法有两个:一个是自己写一个引导扇区,用来读取自己所写的程序并运行他,难度较大;二是借助别的东西,如DOS,可以把所写的程序编译成COM文件,然后由DOS来执行它。
使用DOS的操作步骤如下:
        a 到Bochs官方网站下载一个FreeDos,解压后将其中的a.img复制到工作目录中,并改名为freedos.img,下载链接:BOCHS_FreeDos
        b 用bximage生成一个软盘映像,起名为pm.img
        c 修改bochsrc文件, floppya: 1_44=freedos.img,status=inserted
                                          floppyb: 1_44=pm.img,status=inserted
        d 启动Bochs,启动完毕后格式化B:盘;命令format B:
        e 将所要编译的代码的入口地址改为0100h 命令为nasm pttest1. asm -o pttest1.com
        f 将pttest1.com复制到虚拟软盘pm.img上,命令为:
                               sudo mount -o loop pm.img /media/floppy
                               sudo cp pmtest1.com /media/floppy
                               umount /media/floppy {卸载软盘}
        g 在Freeos中,执行相应的命令:pttest1.com
                      就应该跑起来了。大笑

           3 进入保护模式的步骤
           a .准备GDT
           b .用lgdt加载gdtr
           c .打开A20
           d .置cr0的PE位
           e .跳转,进入保护模式

        4 保护模式其他信息
         为什么要有GDT?Real Mode下的编程模型: 在Real Mode下,我们对一个内存地址的访问是通过Segment:Offset的方式来进行的,其中Segment是一个段的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则是相对于此Segment 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。在实际编程的时候,使用16-bit段寄存器CS(Code Segment),DS(Data Segment),SS(Stack Segment)来指定Segment,CPU将段积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Protected Mode,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,Protected Mode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;否则这是纯段模式。 对于段模式来讲,访问一个内存地址仍然使用Segment:Offset的方式,这是很自然的。由于 Protected Mode运行在32-bit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为倍数的任何指),而不象Real Mode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,Protected Mode,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Protected Mode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长的段积存器装入这个段描述符。但Intel为了保持向后兼容,将段积存器仍然规定为16-bit(尽管每个段积存器事实上有一个64-bit长的不可见部分,但对于程序员来说,段积存器就是16-bit的),很明显,我们无法通过16-bit长度的段积存器来直接引用64-bit的段描述符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的入口地址装入此积存器,从此以后,CPU就根据此积存器中的内容作为GDT的入口来访问GDT了。GDT是Protected Mode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。 除了GDT之外,IA-32还允许程序员构建与GDT类似的数据结构,它们被称作LDT(Local Descriptor Table),但与GDT不同的是,LDT在系统中可以存在多个,并且从LDT的名字可以得知,LDT不是全局可见的,它们只对引用它们的任务可见,每个任务最多可以拥有一个LDT。另外,每一个LDT自身作为一个段存在,它们的段描述符被放在GDT中。 IA-32为LDT的入口地址也提供了一个寄存器LDTR,因为在任何时刻只能有一个任务在运行,所以LDT寄存器全局也只需要有一个。如果一个任务拥有自身的LDT,那么当它需要引用自身的LDT时,它需要通过LLDT将其LDT的段描述符装入此寄存器。LLDT指令与LGDT指令不同的时,LGDT指令的操作数是一个32-bit的内存地址这个内存地址处存放的是一个32-bit GDT的入口地址,以及16-bit的GDT Limit。而LLDT指令的操作数是一个16-bit的选择子,这个选择子主要内容是:被装入的LDT的段描述符在GDT中的索引值——这一点和刚才所讨论的通过段积存器引用段的模式是一样的。

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