cpu工作模式

以下主要来自 LMOS 大佬的操作系统课程中记录的笔记

按照 CPU 功能升级迭代的顺序，CPU 的工作模式有：

• 实模式
• 保护模式
• 长模式

实模式

实模式又称实地址模式：

• 运行真实的指令，不区分直接执行
• 发往内存的地址是真实的，对任何地址不加限制地发往内存

实模式寄存器

实模式下访问内存

可以发现所有的内存地址都是：

• 段寄存器左移 4 位
• 再加上一个通用寄存器中的值或者常数形成地址
• 最后由这个地址去访问内存

这就是分段内存管理模型。

代码段是由 CS 和 IP 确定的，而栈段是由 SS 和 SP 段确定的。

实模式下的汇编代码，共 16 位：

GAS

data SEGMENT ;定义一个数据段存放Hello World!
    hello  DB 'Hello World!$' ;注意要以$结束
data ENDS
code SEGMENT ;定义一个代码段存放程序指令
    ASSUME CS:CODE,DS:DATA ;告诉汇编程序，DS指向数据段，CS指向代码段
start:
    MOV AX,data  ;将data段首地址赋值给AX                
    MOV DS,AX    ;将AX赋值给DS，使DS指向data段
    LEA DX,hello ;使DX指向hello首地址
    MOV AH,09h   ;给AH设置参数09H，AH是AX高8位，AL是AX低8位，其它类似
    INT 21h      ;执行DOS中断输出DS指向的DX指向的字符串hello
    MOV AX,4C00h ;给AX设置参数4C00h
    INT 21h      ;调用4C00h号功能，结束程序
code ENDS
END start

实模式中断

实模式下的中断实现过程是先保存 CS 和 IP 寄存器，然后装载新的 CS 和 IP 寄存器。

中断的产生分为两种：

• 硬件中断（中断控制器给 CPU 发送了一个电子信号，CPU 会对这个信号作出应答。随后中断控制器会将中断号发送给 CPU）
• 软件中断（ CPU 执行了INT指令，这个指令后面会跟随一个常数，这个常数即是软中断号）

实现中断需要：

• 内存中放一个中断向量表
• 中断向量表的地址和长度由 CPU 的特定寄存器 IDTR 指向

实模式下，表中的一个条目由代码段地址和段内偏移组成。CPU 根据 IDTR 通过中断号计算中断向量条目，进而装载 CS（装入代码段基地址）、IP（装入代码段内偏移）寄存器，最终响应中断。

保护模式

为解决实模式中 CPU ：

• 对任何指令都不加区分
• 对内存的访问都不加限制

基于上述问题 CPU 实现了保护模式。

同时为了解决软件规模增大带来的寻址问题，保护模式下的寄存器和运算单位都要扩展成 32 位。

保护模式寄存器

保护模式相比于实模式，增加了一些控制寄存器和段寄存器，扩展通用寄存器的位宽，所有的通用寄存器都是 32 位的，还可以单独使用低 16 位，这个低 16 位又可以拆分成两个 8 位寄存器。

保护模式特权级

为区分指令和资源可以被访问，CPU 实现了 特权级。

可以看到从外到内各权级之间的联系与区别。如 R0 拥有最大权力，可以访问低特权级的资源。

保护模式段描述符

保护模式下内存还是分段模型，要对内存进行保护，就可以转换成对段的保护。

1. 段描述符

保护模式下 16 位的段寄存器放不下 32位的段基地址和段内偏移，通过借内存空间，把描述一个段的信息封装成特定格式的段描述符，放在内存中。

2. 全局描述符

多个段描述符在内存中形成全局段描述符表，该表的基地址和长度由 CPU 和 GDTR 寄存器指示。

3. 访问段

• 保护模式下段寄存器会存放段描述符索引（而不是段基地址）

访问内存地址时，段寄存器中的索引结合 GDTR 寄存器找到内存中的段描述符，再根据其中段信息判断是否能访问成功。

保护模式段选择子

保护模式下的段寄存器存放的有影子寄存器、段描述符索引、描述符表索引、权限级别组成的：

• 影子寄存器：硬件操作，高速缓存提升性能，64位适配段描述符数据
• 低三位的 TI 和 RPL：对齐段描述符的8字节，每个索引低3位都为0
• CPL（当前权限级别）：通常由 CS 和 SS 中 RPL 组成，当 CPL 大于目标段 DPL 则禁止访问

保护模式平坦模型

分段模型有很多权限，现代操作系统大多使用分页模型。

在 x86 CPU 中不能直接使用分页模型，需要在分段模型的前提下，根据需要决定是否要开启分页。因为硬件的规定，我们只能简化设计，来使分段成为一种“虚设”，即保护模式的平坦模型。

CPU 32 位的寄存器最多只能产生 4GB 大小的地址，而一个段长度也只能是 4GB，所以我们把：

• 所有段的基地址设为 0
• 段的长度设为 0xFFFFF
• 段长度的粒度设为 4KB

这样所有的段都指向同一个（0~4GB-1）字节大小的地址空间。

GAS

GDT_START:
knull_dsc: dq 0
;第一个段描述符CPU硬件规定必须为0
kcode_dsc: dq 0x00cf9e000000ffff
;段基地址=0，段长度=0xfffff
;G=1,D/B=1,L=0,AVL=0 
;P=1,DPL=0,S=1
;T=1,C=1,R=1,A=0
;（段基址31:24） 0000 0000
;（G、D/B、L、AVL）1100
;（段长度19:16）1111
;（P、DPL、DPL、S、T、C、R、A）1001 1110
;（段基址23:0）0000 0000 0000 0000 0000 0000
;（段长度15:0）1111 1111 1111 1111
kdata_dsc: dq 0x00cf92000000ffff
;段基地址=0，段长度=0xfffff
;G=1,D/B=1,L=0,AVL=0 
;P=1,DPL=0,S=1
;T=0,C=0,R=1,A=0
GDT_END:

GDT_PTR:
GDTLEN  dw GDT_END-GDT_START-1
GDTBASE  dd GDT_START

保护模式中断

• 实模式下 CPU 不需要做权限检查，所以可直接通过中断向量表中的值装载 CS:IP 寄存器
• 保护模式下的中断需要权限检查和特权级的切换，所以需要扩展中断向量表的信息，即每个中断用一个中断门描述符来表示（简称为中断门）

保护模式下中断实现与实模式大致相同，区别在于条目换成了中断门描述符。其产生中断的主要过程如下：

• 检查中断门描述符
• 检查中断门描述符中的段选择子指向的段描述符
• 权限检查：
• 若 CPL <= 中断门的 DPL（有权限能执行中断）
• 且 CPL >= 中断门中的段选择子所指向的段描述符的 DPL（能够进入相应的服务程序），就指向段描述符的 DPL（此时 CPL 等于 DPL）
• 若 CPL > 中断门中的段选择子指向的段描述符的 DPL，则进行栈切换（需要从 TSS 中加载具体权限的 SS、ESP，也要对 SS 中段选择子指向的段描述符进行检查）
• 检查后加载中断门描述符中：
• 目标代码段选择子到 CS 寄存器中
• 目标代码段偏移加载到 EIP 寄存器中

切换到保护模式

x86 CPU 在第一次加电和每次 reset 后，都会自动进入实模式，若要进入保护模式，则需要通过代码实现切换,其步骤如下:

1. 准备全局段描述符表

GAS

GDT_START:
knull_dsc: dq 0
kcode_dsc: dq 0x00cf9e000000ffff
kdata_dsc: dq 0x00cf92000000ffff
GDT_END:
GDT_PTR:
GDTLEN  dw GDT_END-GDT_START-1
GDTBASE  dd GDT_START

2. 加载设置 GDTR 寄存器，使之指向全局段描述符表

GAS

lgdt [GDT_PTR]

3. 设置 CR0 寄存器，开启保护模式

GAS

;开启 PE
mov eax, cr0
bts eax, 0                      
;CR0.PE =1
;bts指令的意思是 bit test and set 位测试并设置
;判断 eax 与0，若 eax == 0，bts 会将 CF = 1，并将eax置位（即设置为1）
;然后把 CR0 的最低位设为1之后，即开启了保护模式
mov cr0, eax         

4. 进行长跳转，加载 CS 段寄存器，即段选择子

长跳转的目的在于无法直接或间接 mov 一个数据到 CS 寄存器中，因为刚刚开启保护模式时，CS 的影子寄存器还是实模式下的值，所以需要告诉 CPU 加载新的段信息。

GAS

jmp dword 0x8 :_32bits_mode
;_32bits_mode为32位代码标号即段偏移

这里填入CS的值是0x8，根据段选择子的格式定义：

0x8： INDEX TI CPL 0000 0000 1 00 0

• INDEX代表GDT中的索引
• TI代表使用GDTR中的GDT
• CPL代表处于特权级，即GDT表中的第1个（index从0开始）描述符

_32bits_mode作为段内偏移，然后得 GDT第一个1段描述符 + _32bits_mode的内存地址 = 段基址 + 段内偏移地址

5. 进入保护模式

• CPU 发现了 CRO 寄存器第 0 位的值是 1
• 按 GDTR 的指示找到全局描述符表
• 然后根据索引值 8，进行一系列合法检查
• 把新的段描述符信息加载到 CS 影子寄存器

长模式

长模式又名 AMD64（该标准是 AMD 公司最早定义的），它使 CPU 在现有的基础上有了 64 位的处理能力（完成 64 位数据运算和寻址 64 位的地址空间）。

长模式寄存器

长模式相比于保护模式，增加了一些通用寄存器，并扩展通用寄存器的位宽，所有的通用寄存器都是 64 位，还可以单独使用低 32 位。

长模式段描述符

与保护模式绝大多数特性相同，如特权级和权限检查。

长模式下的段描述符格式如下：

在长模式下，弱化段模式管理，CPU 不再对段基址和段长度进行检查（地址检查交给 MMU），只对 DPL 进行相关的检查。同样也有全局段描述符，且由 CPU 的 GDTR 寄存器指向。

GAS

ex64_GDT:
null_dsc:  dq 0
;第一个段描述符CPU硬件规定必须为0
c64_dsc:dq 0x0020980000000000  ;64位代码段
;无效位填0
;D/B=0,L=1,AVL=0 
;P=1,DPL=0,S=1
;T=1,C=0,R=0,A=0
d64_dsc:dq 0x0000920000000000  ;64位数据段
;无效位填0
;P=1,DPL=0,S=1
;T=0,C/E=0,R/W=1,A=0
eGdtLen   equ $ - null_dsc  ;GDT长度
eGdtPtr:dw eGdtLen - 1  ;GDT界限
     dq ex64_GDT

段描述符的 DPL=0，这说明需要最高权限即 CPL=0 才能访问。 若是数据段的话，G、D/B、L 位都是无效的。

长模式中断

长模式的中断与保护模式的中断过程大致相同，主要区别在于中断门描述符格式为适应64位进行了修改和扩展：

• 在原有基础上增加 8 字节，用于存放目标段偏移的高 32 位值（支持 64 位寻址）
• 目标代码段选择子对应的代码段描述符必须是 64 位的代码段
• IST 是 64 位 TSS 中的 IST 指针

切换到长模式

切换到长模式的步骤如下：

1. 准备长模式全局段描述符表

GAS

ex64_GDT:
null_dsc:  dq 0
;第一个段描述符CPU硬件规定必须为0
c64_dsc:dq 0x0020980000000000  ;64位代码段
d64_dsc:dq 0x0000920000000000  ;64位数据段
eGdtLen   equ $ - null_dsc  ;GDT长度
eGdtPtr:dw eGdtLen - 1  ;GDT界限
     dq ex64_GDT

2. 准备 MMU 页表开启分页

GAS

mov eax, cr4
bts eax, 5   ;CR4.PAE = 1
mov cr4, eax ;开启 PAE
mov eax, PAGE_TLB_BADR ;页表物理地址
mov cr3, eax

长模式下内存地址空间的保护交给了 MMU，MMU 依赖页表对地址进行转换，页表有特定的格式存放在内存中，其地址由 CPU 的 CR3 寄存器指向

3. 加载 GDTR 寄存器，使之指向全局段描述表

GAS

lgdt [eGdtPtr]

4. 开启长模式同时开启保护模式和分页模式

GAS

;开启 64位长模式
mov ecx, IA32_EFER
rdmsr
bts eax, 8  ;IA32_EFER.LME =1
wrmsr
;开启 保护模式和分页模式
mov eax, cr0
bts eax, 0    ;CR0.PE =1
bts eax, 31
mov cr0, eax 

在实现长模式时定义了 MSR 寄存器，需要用专用的指令 rdmsr、wrmsr 进行读写，IA32_EFER 寄存器的地址为 0xC0000080，它的第 8 位决定了是否开启长模式。

5. 进行跳转，加载 CS 段寄存器，刷新其影子寄存器

GAS

jmp 08:entry64 ;entry64为程序标号即64位偏移地址

参考

https://time.geekbang.org/column/intro/100078401?tab=catalog