CPU实模式和保护模式、全局描述符表GDT、Linux内核中GDT和IDT的结构定义
一 計(jì)算機(jī)實(shí)模式和保護(hù)模式
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實(shí)模式
在實(shí)模式下，內(nèi)存被限制為僅有1M字節(jié)(220 字節(jié))。有效的地址從00000到FFFFF (十六進(jìn)制)。
這些地址需要用20位的數(shù)來(lái)表示。一個(gè)20位的數(shù)不適合任何一個(gè)8086的16位寄存器。
Intel通過(guò)利用兩個(gè)16位數(shù)值來(lái)決定一個(gè)地址的方法來(lái)解決這個(gè)問(wèn)題。開始的16位值稱為段地址(selector)。
段地址的值必須存儲(chǔ)在段寄存器中。第二個(gè)16位值稱為偏移地址(offset)。
16位保護(hù)模式
在實(shí)模式下，一個(gè)段地址的值是物理內(nèi)存里的一節(jié)的首地址。在保護(hù)模式下，一個(gè)段地址的值是一個(gè)指向描述符表的指針
。兩種模式下，程序都是被分成段。在實(shí)模式下，這些段在物理內(nèi)存的固定位置而且段地址的值表示段開始處所在節(jié)的首
地址。在保護(hù)模式下，這些段不是在物理內(nèi)存的固定的地址。事實(shí)上，它們不一定需要在內(nèi)存中。
保護(hù)模式使用了一種叫做虛擬內(nèi)存的技術(shù)。虛擬內(nèi)存的基本思想是僅僅保存程序現(xiàn)在正在使用的代碼和數(shù)據(jù)到內(nèi)存中。其
它數(shù)據(jù)和代碼暫時(shí)儲(chǔ)存在硬盤中直到它們?cè)俅涡枰獣r(shí)。
在保護(hù)模式下，每一段都分配了一條描述符表里的條目。這個(gè)條目擁有系統(tǒng)想知道的關(guān)于這段的所有信息。這些信息包括
：現(xiàn)在是否在內(nèi)存中；如果在內(nèi)存中，在哪；訪問(wèn)權(quán)限(例如： 只讀)。段的條目的指針是儲(chǔ)存在段寄存器里的段地址值
。
32位保護(hù)模式
80386引入了32位保護(hù)模式。
386 32位保護(hù)模式和286 16位保護(hù)模式之間最主要的區(qū)別是：
? ? 1 偏移地址擴(kuò)展成了32位。這就允許偏移地址范圍升至4G。因此，段的大小也升至4G。
? ? 2 段可以分成較小的4K大小的單元，稱為內(nèi)存頁(yè)。虛擬內(nèi)存系統(tǒng)工作在頁(yè)的方式下，代替了段方式。這就意味著一段
在任何一個(gè)時(shí)刻只有部分可能在內(nèi)存中。在28616位保護(hù)模式下，要么整個(gè)段在內(nèi)存中，要么整個(gè)不在。?
? ? 在Windows 3.x系統(tǒng)中，標(biāo)準(zhǔn)模式為286 16位保護(hù)模式而增強(qiáng)模式為32位保護(hù)模式。Windows 9X，Windows
NT/2000/XP，OS/2和Linux都運(yùn)行在分頁(yè)管理的32位保護(hù)模式下。
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二 全局描述符表GDT
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? ? GDT，Global Descriptor Table。
? ? IA32允許將一個(gè)段的基地址設(shè)置為32bit所能表示的任何值，limit(段大小)則可以設(shè)置成以2^12為倍數(shù)的任何值。
? ? 在保護(hù)模式下，對(duì)一個(gè)段的描述包括以下三個(gè)方面：[Base Address,Limit,Access]，他們加在一起被放在一個(gè)64bit
長(zhǎng)的數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)中，被成為段描述符。
? ? 在這種情況下，如果我們直接通過(guò)一個(gè)64bit段描述符來(lái)引用一個(gè)段的時(shí)候，就必須使用一個(gè)64bit長(zhǎng)的段寄存器裝入
這個(gè)段描述符。
? ? 把這些長(zhǎng)度為64bit的段描述符放入一個(gè)數(shù)組中，而將段寄存器中的值作為下標(biāo)索引來(lái)間接引用（事實(shí)上就是將段寄
存器中的高13bit的內(nèi)容作為索引）。這個(gè)全局?jǐn)?shù)據(jù)就是GDT。
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三 Linux中GDT和IDT的結(jié)構(gòu)定義
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GDT，IDT都是全局的。LDT是局部的（在GDT中有它的描述符）；
GDT用來(lái)存儲(chǔ)描述符（門或非門）；系統(tǒng)中幾個(gè)CPU,就有幾個(gè)GDT
struct gdt_page {
? ? struct desc_struct gdt[GDT_ENTRIES];
} __attribute__((aligned(PAGE_SIZE)));
DECLARE_PER_CPU_PAGE_ALIGNED(struct gdt_page, gdt_page);
IDT整個(gè)系統(tǒng)只有一個(gè)；
系統(tǒng)啟動(dòng)時(shí)候需要初始化GDT和IDT；
描述符結(jié)構(gòu)定義,在<arch/x86/include/asm/desc_defs.h>
struct desc_struct {
? ? union {
? ? ? ? struct {
? ? ? ? ? ? unsigned int a;
? ? ? ? ? ? unsigned int b;
? ? ? ? };
? ? ? ? struct {
? ? ? ? ? ? u16 limit0;
? ? ? ? ? ? u16 base0;
? ? ? ? ? ? unsigned base1: 8, type: 4, s: 1, dpl: 2, p: 1;
? ? ? ? ? ? unsigned limit: 4, avl: 1, l: 1, d: 1, g: 1, base2: 8;
? ? ? ? };
? ? };?
} __attribute__((packed));
上面第一個(gè)匿名結(jié)構(gòu)體用來(lái)作為成員訪問(wèn)取值的出口，下面第二個(gè)結(jié)構(gòu)體對(duì)真實(shí)的成員設(shè)置值的入口。
字段：
limit：段長(zhǎng)度
base:段的首字節(jié)的線性地址，有base0，base1,base2三部分構(gòu)成
type：段的類型和存取權(quán)限
s：系統(tǒng)標(biāo)志。1-系統(tǒng)段；0-普通段
dpl：描述符特權(quán)級(jí)
p：segment-Present。linux下總是1
avl:linux不用
d:區(qū)分代碼段還是數(shù)據(jù)段
g:段大小粒度。以4K倍數(shù)計(jì)算
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在32位機(jī)器上，這就是所有描述符的數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)；
typedef struct desc_struct gate_desc;
typedef struct desc_struct ldt_desc;
typedef struct desc_struct tss_desc;
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由于三類描述符都是一個(gè)結(jié)構(gòu)類型，從而一律使用下面宏初始化在GDT中表項(xiàng)
#define GDT_ENTRY_INIT(flags, base, limit) { { { \
? ? ? ? .a = ((limit) & 0xffff) | (((base) & 0xffff) << 16), \
? ? ? ? .b = (((base) & 0xff0000) >> 16) | (((flags) & 0xf0ff) << 8) | \
? ? ? ? ? ? ((limit) & 0xf0000) | ((base) & 0xff000000), \
? ? } } }
?
但是在64位機(jī)器上，Linux則進(jìn)行了細(xì)致劃分；
無(wú)論是32位還是64位機(jī)器上，都使用typedef重新定義，以提供給系統(tǒng)其他使用此描述符的部分一致的類型名；
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區(qū)分描述符的枚舉量
enum {
? ? GATE_INTERRUPT = 0xE,
? ? GATE_TRAP = 0xF,
? ? GATE_CALL = 0xC,
? ? GATE_TASK = 0x5,
};
enum {
? ? DESC_TSS = 0x9,
? ? DESC_LDT = 0x2,
? ? DESCTYPE_S = 0x10, ?/* !system */
};
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系統(tǒng)GDT，IDT指針描述結(jié)構(gòu)
struct desc_ptr {
? ? unsigned short size;
? ? unsigned long address;
} __attribute__((packed)) ;
這個(gè)結(jié)構(gòu)記錄了系統(tǒng)的GDT或者IDT的大小以及在系統(tǒng)中的線性基址；
Reference：
? ? <arch/x86/include/asm/desc_defs.h>
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四 如何通過(guò)段描述符訪問(wèn)內(nèi)存
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當(dāng)我們要訪問(wèn)某個(gè)段中的一個(gè)地址時(shí)候：
? ? 1 從GDTR中拿到GDT在內(nèi)存中的基地址，得到段描述符表；?
? ? 2 從段選擇子中的前13位得到我們要訪問(wèn)的段的描述符在段描述符表中的索引；?
? ? 3 從段描述符表中得到要訪問(wèn)的段的描述符，得到其基地址；
? ? 4 基地址加上偏移地址就是我們要訪問(wèn)的內(nèi)存地址（這里是虛擬地址，接下來(lái)是分頁(yè)機(jī)制的功能將虛地址轉(zhuǎn)換為物理
地址，）
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看內(nèi)核相關(guān)源碼涉及到 AT&T匯編，和Intel匯編語(yǔ)法不同；先學(xué)部分AT&T匯編語(yǔ)法；
? ? 操作數(shù)排列是從源（左）到目的（右），如"movl %eax(源）, %ebx(目的）"；
? ? 符號(hào)常數(shù)直接引用 如：
value: .long 0x12a3f2de
movl value , %ebx
? ? 會(huì)見到如下的指令：push，pushl,pushfl；
? ? 操作數(shù)的長(zhǎng)度用加在指令后的符號(hào)表示b(byte, 8-bit), w(word, 16-bits), l(long, 32-bits)；
? ? 如
? ? ? ? "movb %al, %bl"，
? ? ? ? "movw %ax, %bx"，
? ? ? ? "movl %eax, %ebx"，
? ? 目前還不知道pushfl是啥；
? ? 如果沒有指定操作數(shù)長(zhǎng)度的話，編譯器將按照目標(biāo)操作數(shù)的長(zhǎng)度來(lái)設(shè)置。
參閱
https://blog.csdn.net/cwcmcw/article/details/21640363
http://blog.chinaunix.net/uid-29113598-id-5210949.html
總結(jié)
以上是生活随笔為你收集整理的CPU实模式和保护模式、全局描述符表GDT、Linux内核中GDT和IDT的结构定义的全部?jī)?nèi)容，希望文章能夠幫你解決所遇到的問(wèn)題。
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