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第四章：80x86保护模式及编程
4.1 概述
在踏上Linux内核学习之旅前，你需要理解x86处理器的保护模式。保护模式是80386及后续处理器提供的一种高级运行模式，它为操作系统提供了内存保护、多任务支持和虚拟内存等现代操作系统必需的硬件基础。
Linux 0.12内核完全运行在保护模式下，深入理解保护模式的工作原理，对于我们后续分析内核的引导过程、内存管理、进程调度等核心机制至关重要。本章将带你系统学习x86保护模式的各个方面，从架构演进到具体实现，从分段机制到分页机制，从特权级保护到Linux内核中的实际应用。
4.2 x86架构的演进历程
x86架构的发展历程如同一座城市从小镇发展为国际大都市的过程。1978年Intel推出的8086处理器开启了x86架构的序幕，那时的处理器只能寻址1MB内存，工作在简单的实模式下。随着应用程序规模的增长和多任务需求的出现，单一的实模式已经无法满足需求，就像一个小镇的基础设施无法支撑大城市的运行一样。
1985年Intel推出80386处理器，这是x86架构史上的里程碑。80386不仅将地址总线扩展到32位（可寻址4GB内存），更重要的是引入了保护模式，提供了分段、分页、多任务和特权级保护等一系列现代操作系统必需的硬件机制。这就好比城市建设中引入了高楼大厦、地铁系统和分区规划，使得城市能够容纳更多人口并提供更好的服务。
图 4.1 x86 架构演进历史80386的设计哲学体现了向后兼容性和创新性的完美平衡。处理器启动时仍然工作在实模式下（为了兼容8086程序），但可以通过设置控制寄存器切换到保护模式。
4.3 实模式与保护模式的对比
实模式下，处理器就像生活在一个开放式的单层空间里，所有程序共享同一个物理地址空间，任何程序都可以访问任何内存位置，没有保护机制。这种简单直接的设计在单任务环境下工作良好，但在多任务环境中会导致灾难性的后果——一个程序的错误可能破坏其他程序甚至整个系统。
保护模式则引入了多层次的隔离和保护机制。程序运行在各自的"房间"里（地址空间），有明确的"门禁"（特权级），系统管理员（操作系统内核）拥有最高权限，而普通用户程序只能在受限的环境中运行。这种设计保证了系统的稳定性和安全性。
下表详细对比了实模式和保护模式的关键特性：
实模式下的地址计算非常简单直接。例如，当CS=0x1000，IP=0x0050时，物理地址=0x1000×16+0x0050=0x10050。这种计算方式就像在平面地图上用坐标定位，简单但有限制。
图 4.2 实模式地址计算保护模式下的地址转换则复杂得，涉及段选择符、段描述符表、页目录和页表等多个层次。段寄存器不再直接存储段地址，而是存储段选择符，这个选择符作为索引在段描述符表中查找段的详细信息（基地址、长度、权限等）。这种间接方式虽然复杂，但提供了灵活的保护机制和更大的寻址空间。
图 4.3 保护模式地址转换4.4 分段机制详解
分段机制是保护模式下内存管理的第一层抽象。想象一座大型图书馆，如果把所有书籍随意堆放，查找会非常困难。分段机制就像把图书馆划分为文学区、科学区、艺术区等不同区域，每个区域有自己的管理规则和访问权限。
在保护模式下，整个内存空间被划分为多个段，每个段有自己的基地址、长度限制和访问权限。段的信息存储在段描述符（Segment Descriptor）中，而所有段描述符组织成段描述符表（Descriptor Table）。系统中有两类段描述符表：全局描述符表（GDT，Global Descriptor Table）和局部描述符表（LDT，Local Descriptor Table）。GDT对所有任务可见，通常存储系统级别的段描述符；LDT属于特定任务，存储任务私有的段描述符。
4.4.1 段描述符结构
段描述符是一个8字节的数据结构，包含了段的所有重要信息。其结构相当精巧，将32位的基地址、20位的段限长、以及各种属性位紧凑地组织在一起。这种设计就像在有限的空间里精心安排各种信息，既节省空间又便于硬件快速解析。
图 4.4 段描述符段描述符的关键字段包括：
基地址（Base Address，32位）定义了段在线性地址空间中的起始位置。这个地址被分散存储在描述符的不同位置，硬件会自动将其组合成完整的32位地址。
段限长（Segment Limit，20位）定义了段的大小。实际段大小的计算取决于粒度位（G位）：如果G=0，段限长以字节为单位，最大1MB；如果G=1，段限长以4KB为单位，最大4GB。这种设计巧妙地解决了用20位表示4GB大小的问题，就像用千米和米两种单位可以表示不同尺度的距离。
特权级（DPL，Descriptor Privilege Level，2位）指定了访问该段需要的最低特权级。这是分段保护机制的核心，就像建筑物的不同楼层需要不同级别的门禁卡。
类型字段（Type，4位）指示段的类型和访问权限。段可以是代码段或数据段，代码段可以是可读的或只执行的，数据段可以是可写的或只读的。这些细粒度的权限控制确保了程序只能以预期的方式访问内存。
4.4.2 段选择符
段选择符（Segment Selector）是一个16位的值，存储在段寄存器中，作为访问段描述符的索引。它的结构包含三部分：13位的索引（Index）、1位的表指示符（TI）和2位的请求特权级（RPL）。
图 4.5 段选择符索引字段指定了段描述符在描述符表中位置。由于每个描述符8字节，13位索引可以索引8192个描述符，对应64KB的描述符表。表指示符（TI）决定使用GDT（TI=0）还是LDT（TI=1）。请求特权级（RPL）与特权级检查相关，后面会详细讨论。
当程序通过段选择符访问内存时，处理器执行以下步骤：首先根据TI位选择GDT或LDT，然后用索引值在表中定位段描述符，接着检查访问权限（比较CPL、RPL和DPL），如果权限检查通过，从描述符中获取段基地址，最后将段基地址加上偏移地址得到线性地址。这个过程虽然看起来复杂，但由于硬件支持，执行速度非常快。
4.4.3 全局描述符表（GDT）
GDT是保护模式下最重要的数据结构之一，它就像系统的总目录，列出了所有全局可见的段。GDT存储在内存中的某个位置，GDTR（GDT Register）寄存器存储了GDT的基地址和长度。描述符表有两种类型：全局描述符表 (GDT)和局部描述符表 (LDT)
图 4.6 全局描述符表和局部描述符表在Linux 012中，GDT的设置是在引导过程中完成的。让我们看看实际代码：
.org 0x1000_pg_dir:startup_32: movl $0x10,%eax mov %ax,%ds mov %ax,%es mov %ax,%fs mov %ax,%gs lss _stack_start,%esp call setup_idt call setup_gdt movl $0x10,%eax # reload all the segment registers mov %ax,%ds # after changing gdt. CS was already mov %ax,%es # reloaded in 'setup_gdt' mov %ax,%fs mov %ax,%gs lss _stack_start,%esp xorl %eax,%eax1: incl %eax # check that A20 really IS enabled movl %eax,0x000000 # loop forever if it isn't cmpl %eax,0x100000 je 1b
这段代码在内核进入保护模式后首先设置GDT。setup_gdt函数加载新的GDT，然后重新加载所有段寄存器，确保它们使用新的GDT中的段选择符。这个过程就像搬进新房后重新标记所有房间的门牌号。
GDT中通常包含以下几种关键的段描述符：空描述符（索引0，必须存在），内核代码段描述符，内核数据段描述符，用户代码段描述符，用户数据段描述符，以及任务状态段（TSS）描述符。Linux内核采用了扁平内存模型，代码段和数据段的基地址都设为0，段限长都设为4GB，这样整个4GB地址空间都可以访问。这种设计简化了内存管理，主要依靠分页机制实现内存保护。
4.5 分页机制详解
如果说分段机制是对内存的粗粒度划分（如同城市的分区），那么分页机制就是细粒度划分（如同分区内的具体地块）。分页机制将线性地址空间和物理内存都划分为固定大小的页（Page），标准页大小为4KB。这种固定大小的设计简化了内存管理算法，就像用标准化的集装箱简化了物流管理。
分页机制的核心作用是实现虚拟内存。通过分页，每个进程都可以拥有独立的4GB虚拟地址空间，而物理内存可以远小于这个数值。操作系统根据需要动态地将虚拟页映射到物理页，将不常用的页换出到磁盘，需要时再换入。这就像一个魔术师的帽子，看起来很小，却能变出无穷无尽的东西。
4.5.1 两级页表结构
80386采用两级页表结构来实现地址转换。这种设计平衡了转换速度和内存开销。如果用单级页表，映射4GB地址空间需要1M个页表项（4GB/4KB），占用4MB内存。而两级页表结构只在需要时才创建二级页表，大大节省了内存。
两级页表结构包括页目录（Page Directory）和页表（Page Table）。页目录是顶层结构，包含1024个页目录项（PDE，Page Directory Entry），每个页目录项指向一个页表。每个页表也包含1024个页表项（PTE，Page Table Entry），每个页表项指向一个4KB的物理页。这种结构使得完整的页表系统可以映射4GB地址空间（1024×1024×4KB=4GB）。
CR3寄存器（也称为页目录基地址寄存器）存储当前页目录的物理地址。当进程切换时，操作系统会更新CR3寄存器，使其指向新进程的页目录，从而实现进程地址空间的切换。这个机制就像切换不同的地图册，每个进程都有自己的地图。
线性地址到物理地址的转换过程如下：首先将32位线性地址分为三部分：高10位作为页目录索引（DIR），中间10位作为页表索引（TABLE），低12位作为页内偏移（OFFSET）。处理器从CR3寄存器获取页目录基地址，用DIR索引页目录得到页表地址，用TABLE索引页表得到物理页地址，最后将物理页地址加上OFFSET得到最终的物理地址。
图 4.7 线性地址转换（4KB 页）4.5.2 页表项结构
页目录项和页表项的结构相似，都是32位（4字节）。虽然只有4字节，但设计得相当精巧，不仅存储了地址信息，还包含了多个控制位。
物理页地址字段占高20位，因为页对齐到4KB边界（低12位为0），所以只需要存储高20位。这20位与12位页内偏移组合，可以表示完整的32位物理地址。
图 4.8 4KB页的页目录项和页表项格式Present位（P位）指示页是否在物理内存中。如果P=0，访问该页会触发页错误异常，操作系统可以借此从磁盘加载页面（这是虚拟内存的基础）。就像图书馆的书可能在架上（P=1）或被借出（P=0），借出的书需要召回才能阅读。
Read/Write位（R/W位）指定页的读写权限。R/W=0表示只读，R/W=1表示可读可写。这个机制用于实现写时复制（Copy-On-Write）等高级特性。
User/Supervisor位（U/S位）指定页的访问特权级。U/S=0表示特权页（只有内核可访问），U/S=1表示用户页（用户程序也可访问）。这是保护内核空间的关键机制。
Accessed位（A位）由硬件自动设置，指示页是否被访问过。操作系统可以利用这个位实现页面替换算法（如LRU算法）。
Dirty位（D位）由硬件自动设置，指示页是否被写入过。这个位帮助操作系统优化页面换出——只有脏页需要写回磁盘。
下表总结了页表项的各个字段：
4.5.3 地址转换示例
让我们通过一个具体例子来理解地址转换过程。假设线性地址为0x12345678，我们来计算对应的物理地址。
首先分解线性地址：DIR=0x123（高10位），TABLE=0x145（中10位），OFFSET=0x678（低12位）。
假设CR3=0x10000（页目录在物理地址0x10000）。处理器访问页目录：地址=0x10000+0x123×4=0x1048C，读取该地址处的页目录项，假设内容为0x20001（P=1，页表地址=0x20000）。
接着访问页表：地址=0x20000+0x145×4=0x20514，读取该地址处的页表项，假设内容为0x30003（P=1，R/W=1，物理页地址=0x30000）。
最后计算物理地址：物理地址=0x30000+0x678=0x30678。
二级页表地址转换结构图示例: 线性地址 0x12345678 → 物理地址 0x30678┌─────────────────────────────────────────────────────────┐│ 线性地址 Linear Address ││ 0x12345678 ││ 31.............22│21............12│11............0│└─────────────────────────────────────────────────────────┘ │ │ │ ┌──────▼─────┐ ┌──────▼─────┐ ┌──────▼─────┐ │ DIR字段 │ │ TABLE字段 │ │ OFFSET字段 │ │ 0x123 │ │ 0x145 │ │ 0x678 │ │ (页目录索引)│ │ (页表索引) │ │ (页内偏移) │ └────────────┘ └─────────────┘ └─────────────┘ │ │ │ ▼ │ │┌──────────────────────────────────┼─────────────────┘│ CR3寄存器 (PDBR): 0x10000 │└──────────────────────────────────┘ │ ▼┌─────────────────────────────────────┐│ 页目录 Page Directory │├─────────────────────────────────────┤│ PDE地址 = CR3 + DIR × 4 ││ = 0x10000 + 0x123 × 4 ││ = 0x1048C ││ ││ PDE内容: 0x20001 ││ • P=1 (存在) ││ • 页表地址=0x20000 │└─────────────────────────────────────┘ │ ▼┌─────────────────────────────────────┐│ 页表 Page Table │├─────────────────────────────────────┤│ PTE地址 = 页表地址 + TABLE × 4 ││ = 0x20000 + 0x145 × 4 ││ = 0x20514 ││ ││ PTE内容: 0x30003 ││ • P=1 (存在) ││ • R/W=1 (可写) ││ • 物理页地址=0x30000 │└─────────────────────────────────────┘ │ ▼┌─────────────────────────────────────┐│ 物理地址 Physical Address │├─────────────────────────────────────┤│ 物理地址 = 物理页地址 + OFFSET ││ = 0x30000 + 0x678 ││ = 0x30678 ││ ││ 最终物理地址: 0x30678 │└─────────────────────────────────────┘
这个过程虽然涉及两次内存访问（查页目录和查页表），但由于TLB（Translation Lookaside Buffer，地址转换后备缓冲器）的存在，实际性能影响很小。TLB是一个小型的高速缓存，存储最近使用的地址转换结果。就像人们记忆常用的电话号码而不是每次都查电话簿，TLB缓存了常用的地址转换，大大提高了访问速度。
4.6 特权级与保护机制
特权级机制是保护模式的核心特性之一，它建立了一个多层次的安全体系，确保关键系统资源受到保护。80386定义了4个特权级（Privilege Level），编号从0到3，0级是最高特权级（也称为内核态或超级用户态），3级是最低特权级（也称为用户态）。这种设计就像建筑物的门禁系统，CEO可以进入任何房间，而普通员工只能进入有限的区域。
图 4.9 特权级Linux内核只使用了两个特权级：0级（内核空间）和3级（用户空间）。这种简化使得系统设计更加清晰，也符合大多数操作系统的需求。内核代码运行在0级，拥有完全的硬件访问权限；用户程序运行在3级，只能访问受限的资源，需要通过系统调用来请求内核服务。
4.6.1 特权级检查
处理器在以下几种情况下会进行特权级检查：访问数据段时，执行跳转或调用指令时，通过门描述符进行调用时。特权级检查涉及三个特权级值：当前特权级（CPL，Current Privilege Level）、请求特权级（RPL，Requestor Privilege Level）和描述符特权级（DPL，Descriptor Privilege Level）。
图 4.10 数据访问权限检查CPL存储在CS和SS寄存器的低两位，表示当前正在执行的代码的特权级。通常情况下，CPL等于当前代码段的DPL。当通过门描述符或任务切换改变特权级时，CPL会随之改变。
RPL存储在段选择符的低两位，表示发起访问请求的程序的特权级。RPL允许内核代码代表用户程序访问数据时，仍然受到用户程序特权级的限制。这就像公司里的秘书虽然可以接触机密文件，但代表普通员工传递信息时，只能访问普通员工有权访问的内容。
DPL存储在段描述符中，表示访问该段需要的最低特权级。访问数据段时，max(CPL, RPL) <= DPL必须满足。这个规则意味着只有足够高的特权级才能访问该段。
对于代码段，规则稍有不同。非一致性代码段（Conforming=0）要求CPL=DPL，即只能在相同特权级间进行调用。一致性代码段（Conforming=1）允许从低特权级调用高特权级代码，但调用后CPL不变，这种机制较少使用。
4.6.2 特权级转换
特权级转换是操作系统中的关键操作，通常发生在系统调用、中断处理和任务切换时。从低特权级转到高特权级需要通过特殊的门描述符（Gate Descriptor），包括调用门（Call Gate）、中断门（Interrupt Gate）和陷阱门（Trap Gate）。这些门就像受控的通道，确保特权级转换在安全的条件下进行。
以系统调用为例，用户程序执行int 0x80指令触发中断，处理器查找中断描述符表（IDT），找到0x80号中断的中断门描述符。中断门描述符包含目标代码段选择符（指向内核代码段，DPL=0）和偏移地址（指向系统调用处理程序）。
处理器检查权限：当前CPL（用户态，CPL=3）是否允许通过该门（检查门的DPL），如果检查通过，处理器执行特权级转换。这包括保存当前的SS和ESP（用户栈指针），切换到内核栈（从TSS中获取），将用户态的SS、ESP、EFLAGS、CS、EIP压入内核栈，将CPL改为0（内核态），跳转到中断处理程序执行。
系统调用处理完毕后，使用iret指令返回用户态。iret从栈中恢复EIP、CS、EFLAGS、ESP、SS，CPL恢复为3，返回到用户程序继续执行。这个过程就像员工通过特定的通道进入管理层办公室办理业务，办完后又返回自己的工作区域。
图 4.11 不同权限级别访问调用门的示例4.7 Linux 0.12中的保护模式实现
Linux 0.12充分利用了80386的保护模式特性，但在设计上采取了简化策略。内核使用扁平内存模型，所有段的基地址都设为0，段限长都设为4GB。这样做的好处是简化了地址计算，主要依靠分页机制来实现内存保护和虚拟内存。
4.7.1 GDT的设置
让我们看看Linux 0.12如何设置GDT。在引导过程中，head.s调用setup_gdt函数：
setup_idt: lea ignore_int,%edx movl $0x00080000,%eax movw %dx,%ax /* selector = 0x0008 = cs */ movw $0x8E00,%dx /* interrupt gate - dpl=0, present */ lea _idt,%edi mov $256,%ecxrp_sidt: movl %eax,(%edi) movl %edx,4(%edi) addl $8,%edi
这段代码设置了中断描述符表（IDT），为每个中断向量创建中断门。所有中断最初都指向ignore_int处理程序（简单地返回）。随后在内核初始化过程中，各个中断处理程序会被正确设置。
GDT在head.s中定义：
gdt: .quad 0x0000000000000000 /* NULL descriptor */ .quad 0x00c09a0000000fff /* 16Mb */ .quad 0x00c0920000000fff /* 16Mb */ .quad 0x0000000000000000 /* TEMPORARY - don't use */ .fill 252,8,0 /* space for LDT's and TSS's etc */.word 0idt_descr: .word 256*8-1 # idt contains 256 entries .long _idt.align 4
这个GDT定义了四个初始描述符：空描述符（必须存在），内核代码段（基地址0，限长16MB，可执行可读），内核数据段（基地址0，限长16MB，可读可写），临时描述符（未使用）。注意这里段限长设为16MB（0xfff，粒度为4KB），这是引导阶段的临时设置。后续在内核完全初始化后，会重新设置GDT，将段限长扩展到4GB。
4.7.2 分页的初始化
分页机制在head.s中启用。首先创建页目录和第一个页表：
movl $pg0+7,_pg_dir /* set present bit/user r/w */ movl $pg1+7,_pg_dir+4 /* --------- " " --------- */ movl $pg2+7,_pg_dir+8 /* --------- " " --------- */ movl $pg3+7,_pg_dir+12 /* --------- " " --------- */ movl $pg3+4092,%edi movl $0xfff007,%eax /* 16Mb - 4096 + 7 (r/w user,p) */ std1: stosl /* fill pages backwards - more efficient :-) */ subl $0x1000,%eax jge 1b xorl %eax,%eax /* pg_dir is at 0x0000 */ movl %eax,%cr3 /* cr3 - page directory start */ movl %cr0,%eax orl $0x80000000,%eax movl %eax,%cr0 /* set paging (PG) bit */ ret /* this also flushes prefetch-queue */
这段代码做了以下工作：首先在页目录中设置前4个页目录项，分别指向pg0、pg1、pg2、pg3四个页表，映射前16MB物理内存。然后填充页表项，每个页表包含1024个页表项，映射4MB内存。将页目录地址（0x0000）加载到CR3寄存器。最后设置CR0寄存器的PG位，启用分页机制。
启用分页后，所有地址都经过地址转换。由于采用了恒等映射（线性地址=物理地址），这个转换对执行中的代码是透明的。内核后续会为用户进程创建独立的页表，实现进程地址空间隔离。
4.7.3 段页式结合
Linux采用段页式结合的内存管理方式。分段机制提供了基本的保护框架（内核态和用户态的隔离），而分页机制提供了细粒度的内存管理和虚拟内存支持。这种结合充分利用了硬件提供的保护机制，同时保持了设计的简洁性。
图 4.13 分段和分页在实际运行中，每次内存访问都经过"逻辑地址→线性地址→物理地址"的两次转换。逻辑地址由段选择符和偏移地址组成，通过分段机制转换为线性地址，线性地址再通过分页机制转换为物理地址。虽然转换过程看起来复杂，但由于硬件优化（TLB缓存、流水线处理等），性能影响非常小。
4.8 本章总结
本章系统学习了80x86保护模式的各个方面。我们从x86架构的发展历程开始，理解了从实模式到保护模式的演进动机。实模式简单直接但缺乏保护机制，保护模式虽然复杂但提供了现代操作系统所需的各种硬件支持。
分段机制将内存划分为具有不同属性和权限的段，通过段描述符表和段选择符实现灵活的内存管理和访问控制。全局描述符表（GDT）是系统的核心数据结构，存储了所有重要段的描述符。
分页机制实现了虚拟内存，使得每个进程都可以拥有独立的地址空间。两级页表结构平衡了转换速度和内存开销，页表项中的各种标志位支持了写时复制、按需分页等高级特性。
特权级机制建立了多层次的安全体系，通过CPL、RPL和DPL的协同工作，确保只有授权的代码才能访问关键资源。特权级转换通过门描述符进行，保证了转换的安全性。
Linux 0.12充分利用了保护模式的特性，采用简化的扁平内存模型，主要依靠分页机制实现内存保护。内核的引导过程展示了GDT和分页机制的实际设置方法。
掌握了保护模式的知识，我们就拥有了理解Linux内核的钥匙。在后续章节中，我们将看到这些机制如何在内核的各个子系统中发挥作用——进程管理如何利用TSS和页表实现进程切换，内存管理如何利用分页机制实现虚拟内存，系统调用如何通过中断门实现用户态到内核态的转换。这些知识就像建筑的地基，虽然隐藏在地下，却支撑着整个系统的运行。
本章思考
- 1. 为什么80386要设计4个特权级，而Linux只使用了其中的2个？这种设计选择反映了怎样的权衡考虑？在什么情况下使用更多特权级会更有优势？
- 2. 段页式结合的内存管理方式相比纯分页或纯分段有什么优势？如果让你设计一个新的处理器架构，你会如何平衡简洁性和功能性？
- 3. 页表项中的Accessed位和Dirty位由硬件自动维护，这种设计有什么好处？如果由软件维护会有什么问题？这反映了硬件和软件协同设计的什么原则？
参考资料
- • Intel® 64 and IA-32 Architectures Software Developer's Manual Volume 3 (System Programming Guide)
- • 第2章：Protected-Mode Memory Management
- • 2.1节：Memory Management Overview
- • 2.5节：Page and Segment Protection
- • 3.1节：Enabling and Disabling Segment-Level Protection
- • 3.2节：Fields and Flags Used for Segment-Level and Page-Level Protection
- • 4.1节：Paging Modes and Control Bits
- • 4.6节：Page-Fault Exceptions
- • 第9章：Processor Management and Initialization
- • 9.10节：Initialization Example
- • Intel官方文档下载地址：https://www.intel.com/content/www/us/en/developer/articles/technical/intel-sdm.html
- •
include/asm/segment.h：段定义
10个月宝宝每天需要喝多少奶粉？
