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x86-32&64处理器的几种运行模式

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x86-32

在32位时代，x86 的 operating mode 有3种：

  • 实模式（Real Mode）
  • 保护模式（Protected Mode）
  • 虚拟8086模式（Virtual 8086 Mode）

实模式（Real Mode）

8086的CPU是16位的，为其可以索引更大的内存地址空间，内核采用了分段机制（shift-and-add segmentation）

  • 即一个逻辑地址由 segment 加上 offset 组成

基于分段机制（shift-and-add segmentation）的寻址过程：

  • 获取对应的段寄存器
  • 通过公式 linear address = segment << 4 + offset 计算逻辑地址

保护模式（Protected Mode）

80286 的CPU是32位的（寻址范围为4G），它也使用分段机制（table-based segmentation）

  • 但它的段寄存器 segment register 存的不再是 segment 的起始地址，而是一个段选择子 segment selector
  • 通过这个 segment selector 查找全局标识符表GDT表获得段描述符 segment descriptor
  • segment descriptor 存的才是 segment 的起始地址

段寄存器 segment register 中存放的就是16位的数据结构-段选择子

段选择子 segment selector 的结构如下：

  • Index：CPU 将索引号乘8再加上GDT或者LDT的基地址，就可以找到目标段描述符
  • TL：其值为“0”查找 GDT 表，其值为“1”查找 LDT 表
  • RPL：请求特权级别（可以用于判断当前代码是否处于内核态）

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 segment descriptor 的结构如下：

  • G - Granularity 粒度（byte 或者 page），因为段的最大长度 limit 占20位
    • 如果粒度为 byte，则该 segment 的寻址范围是 1MB
    • 如果粒度为 page-4KB，则该 segment 的寻址范围是 4GB
    • 一个 segment 的 size 是由 limit 和G位共同确定的
  • D/B - Default Size/Bound
    • 为“1”表示在32位模式下运行
    • 为“0”在16位模式下运行
  • L - 仅在64位系统中有效
    • 为“1”表示在64位长模式下运行（64-Bit Mode）
    • 为“0”表示在64位兼容模式下运行（Compatibility Mode）
  • AVL - Available for software，留给软件用的，但在 linux 里是被忽略的
  • P - Present，用于指明表项对地址转换是否有效
    • P = 1：表示有效
    • P = 0：表示无效
    • 在页转换过程中，如果说涉及的页目录或页表的表项无效，则会导致一个异常
  • DPL - Descriptor Privledge Level，表示可以访问 segment 的最低级别
    • x86处理器的特权级别从 ring 0 到 ring 3，数字越小，级别越高
    • 通常用户空间运行于 ring3，内核空间运行于 ring0
    • 假设 DPL 为“1”，则只有当前特权级别为“0”或者“1”时，才可以访问该 decriptor 指向的 segment
  • Type - 目标段拥有的权限
    • 对于 task segment 是没有意义的
    • 对于 code segment 和 data segment 主要是关于 Writable，Executable 的属性
  • Base Address - 基地址

基于分段机制（table-based segmentation）的寻址过程：

  • 内核提供了一个寄存器GDTR用来存放GDT的入口地址
  • 通过段选择子 segment selector 找到对应 GDT 条目-段描述符 segment descriptor
  • 通过段描述符 segment descriptor 找到基地址

GDT&LDT 的使用条件：

  • GDT 能完成被多个任务共享的内存区
  • LDT 通常情况下是与任务的数量保持对等（LDT放在GDT中）

虚拟8086模式（Virtual 8086 Mode）

利用一种硬件虚拟化技术，在i386的芯片上模拟出多个8086芯片

当处理器进入保护模式后，基于实模式的应用就不能直接运行了，采用虚拟8086模式，则可以让这些实模式的应用运行在基于保护模式的操作系统上，因此这种模式也被称为 Virtual Real Mode

x86-64

进入64位的x64处理器时代后（64位CPU的寻址已经不会受到限制，可以不使用分段机制），产生了一种新的运行模式，叫 Long Mode，传统的三种模式则被统称为传统模式（Legacy Mode）

Long Mode 又分为2种子模式：

  • 64位长模式（64-Bit Mode）：应用程序必须也得是64位的
  • 64位兼容模式（Compatibility Mode）：32位应用程序也可以运行

置位 EFER 寄存器的 LME 位可以开启 Long Mode

  • 由于 Long Mode 要求 paging 必须开启，所以在进入 Long Mode 之前，还需要置位CR0寄存器的PG位
  • 置位 code segment 的L位可在 64-Bit Mode 和 Compatibility Mode 之间切换

四级分页机制

如果不开启分页机制，那么线性地址就等同于物理地址，这要求物理地址必须是连续的

前面我们提到 Linux 内核仅使用了较少的分段机制，但是却对分页机制的依赖性很强，其使用一种适合32位和64位结构的通用分页模型，该模型使用四级分页机制：

  • 页全局目录（Page Global Directory）
  • 页上级目录（Page Upper Directory）
  • 页中间目录（Page Middle Directory）
  • 页表（Page Table）

因此线性地址因此被分成五个部分，通过各个部分索引到对应的表，而每一部分的大小与具体的计算机体系结构有关

相关结构类型：

  • Linux 分别采用 pgd_t pmd_t pud_t pte_t 四种数据结构来表示页全局目录项、页上级目录项、页中间目录项和页表项（这四种数据结构本质上都是无符号长整型 unsigned long）

PAGE - 页表 (Page Table)：

字段 描述
PAGE_SHIFT 指定Offset字段的位数
PAGE_SIZE 页的大小
PAGE_MASK 用以屏蔽Offset字段的所有位

PMD - 页目录 (Page Middle Directory)：

字段 描述
PMD_SHIFT 指定线性地址的Offset和Table字段的总位数，换句话说，是页中间目录项可以映射的区域大小的对数
PMD_SIZE 用于计算由页中间目录的一个单独表项所映射的区域大小，也就是一个页表的大小
PMD_MASK 用于屏蔽Offset字段与Table字段的所有位

PUD_SHIFT - 页上级目录 (Page Upper Directory)：

字段 描述
PUD_SHIFT 确定页上级目录项能映射的区域大小的位数
PUD_SIZE 用于计算页全局目录中的一个单独表项所能映射的区域大小
PUD_MASK 用于屏蔽Offset字段，Table字段，Middle Air字段和Upper Air字段的所有位

PGDIR_SHIFT - 页全局目录 (Page Global Directory)：

字段 描述
PGDIR_SHIFT 确定页全局页目录项能映射的区域大小的位数
PGDIR_SIZE 用于计算页全局目录中一个单独表项所能映射区域的大小
PGDIR_MASK 用于屏蔽Offset, Table，Middle Air及Upper Air的所有位

基于分页机制（paging）的寻址过程：

  • 从CR3寄存器中读取页目录所在物理页面的基址（即所谓的页目录基址），从线性地址的第一部分获取页目录项的索引，两者相加得到页目录项的物理地址
  • 第一次读取内存得到 pgd_t 结构的目录项，从中取出物理页基址取出（具体位数与平台相关，如果是32系统，则为20位），即页上级页目录的物理基地址
  • 从线性地址的第二部分中取出页上级目录项的索引，与页上级目录基地址相加得到页上级目录项的物理地址
  • 第二次读取内存得到 pud_t 结构的目录项，从中取出页中间目录的物理基地址
  • 从线性地址的第三部分中取出页中间目录项的索引，与页中间目录基址相加得到页中间目录项的物理地址
  • 第三次读取内存得到 pmd_t 结构的目录项，从中取出页表的物理基地址
  • 从线性地址的第四部分中取出页表项的索引，与页表基址相加得到页表项的物理地址
  • 第四次读取内存得到 pte_t 结构的目录项，从中取出物理页的基地址
  • 从线性地址的第五部分中取出物理页内偏移量，与物理页基址相加得到最终的物理地址
  • 第五次读取内存得到最终要访问的数据
  • 程序的线性地址将作为各级页表索引
  • 因此内核会给用户程序提供一个抽象：虚拟地址
  • 虚拟地址到线性地址的转换则依靠分段机制

其他差异

在 Legay Mode 中，用户空间可通过 SYSENTER 指令进入内核空间，内核空间则通过 SYSEXIT 指令返回用户空间，在此过程中，由于发生了 segment 切换，所以需要进行 segmentation 的各种检测，比较影响效率

在 Long Mode 中，伴随着 segmentation 的弱化和 flat momery model（平坦内存模型）的使用，SYSENTER/SYSEXIT 这2个指令不再被支持，取而代之的不需要 segmentation 检测的 SYSCALL 和 SYSRET 指令

此外，Legacy Mode 还提供了一种叫 task-state segment (TSS) 的硬件机制，可以在发生 task switch 时，自动保存 task 的状态信息，可理解为硬件辅助的进程切换，由于主流操作系统很少用到这一机制，在 Long Mode 中已经不再支持 TSS