保护模式

Created: November-22, 2018

介绍

当 80286 发明时，它支持传统的 8086 分段（现在称为实模式），并添加了一种称为保护模式的新模式。此模式已经在每个 x86 处理器中使用，尽管通过各种改进（例如 32 位和 64 位寻址）进行了增强。

设计

在保护模式下，完全取消了简单的将地址添加到移位段寄存器值。他们保留了 Segment 寄存器，但是他们不是使用它们来计算地址，而是使用它们索引到一个表（实际上是两个……中的一个），它定义了要访问的段。这个定义不仅描述了 Segment 在内存中的位置（使用 Base 和 Limit），还描述了它是什么类型的 Segment（代码，数据，堆栈甚至系统）以及哪些程序可以访问它（OS Kernel，正常程序），设备驱动程序等）。

段寄存器

每个 16 位段寄存器采用以下形式：

+------------+-----+------+
| Desc Index | G/L | Priv |
+------------+-----+------+
 Desc Index = 13-bit index into a Descriptor Table (described below)
 G/L        = 1-bit flag for which Descriptor Table to Index: Global or Local
 Priv       = 2-bit field defining the Privilege level for access

全局/本地

全局/本地位定义访问是进入全局描述符表（不出所料地称为全局描述符表或 GDT），还是本地描述符表（LDT）。LDT 的想法是每个程序都有自己的描述符表 - 操作系统定义一组全局段，每个程序都有自己的本地代码，数据和堆栈段。操作系统将管理不同描述符表之间的内存。

描述表

每个描述符表（全局或本地）是一个 64K 数组，包含 8,192 个描述符：每个 8 字节的记录定义了它描述的段的多个方面。段寄存器的描述符索引字段允许 8,192 个描述符：没有巧合！

描述

描述符保存了以下信息 - 请注意，描述符的格式随着新处理器的发布而改变，但每个处理器都保留了相同的信息：

Base
这定义了内存段的起始地址。
限制
这定义了内存段的大小 - 排序。他们必须做出决定：0x0000 的大小是否意味着 0 的大小，所以无法访问？还是最大尺寸？
相反，他们选择了第三个选项：限制字段是细分中的最后一个可寻址位置。这意味着可以定义一个单独的段; 或者地址大小的最大大小。
类型
有多种类型的段：传统的代码，数据和堆栈（见下文），但也定义了其他系统段：
- 本地描述符表段定义了可以访问的本地描述符的数量;
- 任务状态段可用于硬件管理的上下文切换;
- 受控的呼叫门，可以允许程序调用操作系统 - 但只能通过精心管理的入口点。
属性
在相关的情况下，还维护了段的某些属性：
- 只读与读写;
- Segment 当前是否存在 - 允许按需内存管理;
- 什么级别的代码（操作系统与驱动程序与程序）可以访问此段。

真正的保护终于！

如果操作系统将段描述表保留在仅由程序无法访问的段中，那么它可以严格管理定义了哪些段，以及为每个段分配和访问的内存。程序可以制造它喜欢的任何段寄存器值 - 但是如果它具有将其实际加载到段寄存器中的大胆性 ！…… CPU 硬件将认识到所提出的描述符值破坏了大量规则中的任何一个，并且它不会完成请求，而是会向操作系统引发异常，以允许它处理错误的程序。 ** **

这个例外通常是#13，一般保护例外 - 以微软 Windows 闻名世界……（任何人都认为英特尔工程师迷信？）

错误

可能发生的各种错误包括：

如果建议的描述符索引大于表的大小;
如果提议的描述符是系统描述符而不是代码，数据或堆栈;
如果提议的描述符比请求程序更具特权;
如果建议的描述符被标记为不可读（例如代码段），但它被尝试为 Read 而不是 Executed;
如果提议的描述符标记为不存在。

请注意，最后一个可能不是程序的致命问题：操作系统可以记下该标志，恢复 Segment，将其标记为现在然后允许故障指令继续成功。

或者，也许描述符已成功加载到段寄存器中，但随后使用它进行访问会破坏许多规则之一：

段寄存器加载了 GDT 的 0x0000 描述符索引。这被硬件保留为 NULL;
如果加载的描述符标记为只读，但尝试写入它。
如果访问的任何部分（1,2,4 或更多字节）超出了段的限制。