【保护模式】1.初探保护模式与分段机制

# 保护模式

• 保护模式是在硬件层面提供的 CPU 运行机制，是现代操作系统的根本。
• 没有保护模式，操作系统是没有安全性可言的。

# 何为保护

• 指令是存放在内存中的

• 假定你的程序试图对操作系统的关键代码进行破坏：

  • mov byte ptr ds:[kernel], 0x90

• 操作系统应该如何制止？

• 也许这个时候有同学发炎了：

  • “也许操作系统它能监控呢？”

• 答案是，监控你程序的并不是操作系统，这种工作必须在硬件层完成

  • 很简单的道理，实际上运行指令的是 CPU，只有 CPU 知道当前 CPU 正在做什么事，操作系统是不可能知道的
    • 操作系统也是由 CPU 运行的指令序列。
  • 除非 CPU 提供了一种回调机制，运行任何指令都先运行操作系统的指令，但这是不现实的，对性能影响过于严重
    • 实现一套虚拟机也可以保证安全性，但是依旧存在性能问题，也不在本文讨论范围之内。

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# 模式之分

• 我们得到了结论，保证 操作系统的安全性 这种机制，必须是硬件提供的。

  • 在早期，CPU 并未提供这种保护模式，为此才划分出了 “实模式” 与 “保护模式”
  • 在保护模式出现时，为了兼容，因此也诞生了 “虚拟 8086 模式”，但已经不重要了，也不在本文讨论范围内。

• 在学习保护模式时也需要牢记，保护模式是硬件层的东西，切勿与操作系统混淆。

# 物理内存

• 我们都知道，我们可见的物理内存，其实就是连续的、对每一个单元进行了地址编号的很大的存储器。

地址	数据
0x00	0xff
0x01	0x00
…	…

表格仅为举例，与真实物理内存布局无关

• 程序必须是存放在内存中，才能被 CPU 取指执行。

• 假定你是操作系统 (给你管理硬件资源)，那么多个程序又如何存放比较好呢？

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# 多个程序的安置

• 可能有同学回答了：
  • 我顺序加载嘛，第一个程序从哪里占用到哪里，第二个程序从哪里占用到哪里

地址	程序
0x00 ~ 0x7f	提供给程序 A
0x80 ~ 0xff	提供给程序 B
…	…

• 如表格所述，我们成功将两个程序分别放到了不同的位置。

• 这样子他们就互不干扰了，我们真是个小天才。

# 问题仍在

• 很遗憾，这样子的程序，运行依旧存在困难

  • 在编写程序的时候，无法预知程序在运行时究竟会被加载到内存的哪个位置。
  • 假设 B 选择 0x40 这个地址存放一些数据，那不是正好破坏了 A 的指令序列？

• 为此，内存分段诞生了

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# 内存分段

• 如果我们在编写程序的时候，任何使用内存的指令，填写的内存地址，都是一个偏移值，让 CPU 替我们去与基地址相加，最终得到真正的物理地址。

• 那么不管我们的程序被加载到内存的哪个位置，只要提供一个正确的基地址，就可以让多个程序互不干扰了！

# 示例

地址	程序	基地址
0x00 ~ 0x7f	提供给程序 A	0x00
0x80 ~ 0xff	提供给程序 B	0x80
…	…	…

• 假设 B 选择 0x40 这个地址存放一些数据，我们还会破坏 A 的指令序列吗？

• 这样看上去，是不是像给内存分段了一样？

  • 0x00 ~ 0x7f 看作一段，分给程序 A
  • 0x80 ~ 0xff 看作一段，分给程序 B

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实模式下的分段机制大抵如此。

# 段寄存器

• 想来各位读者对寄存器都有所了解，既然我们需要一个容器来存放段的基地址，寄存器自然是不错的选择。

• 但是通用寄存器本身数量也不够多，再想腾出来存放段基址，也是心有余而力不足了。

• 因此，理所当然的，就有了以段为名的段寄存器。

# ds 寄存器

• ds，即 data segment，意为数据段
• 咱们一看就知道，这个东西就是和数据、段 相关的。
• 它也十分简单，16 位的宽度，作用就是存放数据段的基址

注解

实际在实模式下，物理地址的转换公式略微复杂一些
(ds << 4) + address = 最终的物理地址

# 结合先前的示例

地址	程序	基地址
0x00 ~ 0x7f	提供给程序 A	0x00
0x80 ~ 0xff	提供给程序 B	0x80
…	…	…

• 我们选择让 B 在 0x40 这个位置存放一些数据
• 而现在我们有了 ds 寄存器，只要在程序运行前初始化 ds 寄存器，就可以做到不破坏 A 的程序了。

# 根据段的用途进行划分

• 但是这样子明显我们还需要小心翼翼，毕竟虽然不会破坏其他程序了，但不代表不会破坏自己的指令序列啊！
• 代码和数据都放在一个段里，是不是不便管理？
• 如果我们对代码和数据再做进一步的划分，是不是更好？

地址	程序	基地址
0x00 ~ 0x3f	提供给程序 A 存放数据	0x00
0x40 ~ 0x7f	提供给程序 A 存放代码	0x40
0x80 ~ 0xcf	提供给程序 B 存放数据	0x80
0xd0 ~ 0xff	提供给程序 B 存放代码	0xd0
…	…	…

• 为此，自然是可以存在更多的段寄存器

  • cs(code segment)
  • ss(stack segment)
  • ds(data segment)
  • …

• 还是先前的问题，程序 B 试图在 0x40 这个地址存放数据，我们只需要让 cpu 知道，数据段基址是 0x80

  • 0x80 + 0x40 = 0xc0

• 我们只需要划分好各个段，就可以很好的让程序工作了！

# CPU 对内存的访问

• 为此，cpu 也被设计为，在访问任何汇编指令中显式书写的内存地址时，都会先根据用途选择段寄存器，得到段基地址，指令中的地址视作偏移 (逻辑地址)，运算后得到真正的物理地址，再进行访问。

注解

读写内存，可以划分为对数据段的访问
执行指令，可以划分为对代码段的访问
…

# 初探基于段的保护

• 在实模式下，对于任何存在于内存中的指令序列，cpu 是一视同仁的，ip 指哪它跑哪，埋头苦干。

• 操作系统将我们的程序加载到内存，使得 cs:ip 指向我们程序的入口点之后，我们想干什么，就不是操作系统能说了算了。

  • 当然我们也可以反手来一波背刺，捅死操作系统。

# 尝试分段

• 你可能想到了，啊，我们先前不是才讲过，分段不就好了吗？

• 其实所谓的分段，也是建立在大家都规规矩矩，和睦相处的情况下，才能最大程度上避免 "不小心" 出现的问题。

  • 简单地说，全看编写程序的人自觉不自觉。
  • 既然操作系统能修改 cs、ds 段寄存器，我们有何不可呢？

# 权限的建立

• 首先，咱们既然要保证安全，那自然就要划分哪些是应用能做的，哪些是应用不能做的。

• 其次，总归要有程序去管理软硬件的，操作系统的不受限制也理所应当了。

# 权限划分

• 既然有了不能做和能做之分，并且还有了 "区别对待"，权限自然也就建立起来了。

• 至此，咱们初步确定了权限的划分。

  • 常规应用，拥有部分权限；
  • 操作系统，拥有所有权限。

# 段机制的延展

• 咱们最先想到的，最不能让应用去乱搞的是什么呢？

• 首先就是不能让应用去破坏咱们的操作系统，咱们首先要把自己保护起来。

  • 如果应用能随意修改操作系统的指令序列，那么所谓的保护将毫无意义。

# 初步构想

• 我们可以沿用实模式下存在的段机制，为段设立权限。

  • 应用的指令序列处在一个权限受限的段中，不允许访问除自己段内的任何内存。

• 而操作系统就处在拥有最高特权的段中，掌有生杀大权。