保護模式，對於學過操作系統的人來說，是一個熟悉而又陌生的概念。之所以熟悉，就是所有的操作系統的書籍都會說到保護模式；之所以陌生，我敢說很多人學完了之後，壓根不曉得什麼是保護模式，怎麼算是保護模式，再者就是它到底保護了什麼東西。
“你說的不對，怎麼能一棒子打死一幫人！保護模式就是進程相互隔離，實現多任務；就是有分頁機制，可以節約內存。”，暫且不說對與不對，其實我也不知道我理解的是否是正確的。暫且將自己的一點理解記錄一下吧。如果不對，今後發現了，及時糾正吧！閒話少扯，接下來就開始吧。
現在的計算機的操作系統運行起來之後，無一例外都會進入到保護模式，到底保護模式是什麼，它保護了什麼呢？要說保護模式，先要從實模式說起，更早的話要從8086開始說了。很多東西現在都看不到了，我也沒有仔細研究過。實模式的東西，就把自己看到的一些東西簡單說一下，關鍵在於說保護模式。
1. 實模式
最早的個人電腦的CPU是8086，毋庸置疑，它只有實模式，壓根不支持什麼保護模式。8086爲16位的CPU，地址總線爲20位，可以尋址1M，數據總線爲16位，一次存取一個字節的數據，或者一個字的數據。下圖是一個8086的CPU的模型
8086的寄存器都是16位的，它的20位的地址如何獲取呢？學過8086彙編的人都曉得，將段寄存器向左移四位，加上偏移地址，就得到了20位的地址，將地址值通過CPU的地址總線就可以訪問內存的內容了。16位的寄存器只能訪問64K的空間，與1M相比，64k的內存過小，Intel通過 分段尋址的模式，將物理內存訪問範圍擴大到了1M字節。
然後再說一下80286 CPU，80286現在看可以說是一箇中間產物了，它有實模式和保護模式兩個運行模式。在實模式下，兼容了8086CPU，只能訪問1M的內存。切換到保護模式，它的地址總線是24位，因此它可以訪問16M的內存。但是80286的這個保護模式是一個虛擬保護模式。
最後說一下80386 CPU，80386處理器是一個32位的處理器，具有了實模式，保護模式和虛擬8086模式 三個運行模式，完全實現了保護模式。32位的地址總線，可以訪問的內存地址範圍達到 4G；數據總線32位，一次可以訪問4字節的內存。
保護模式，應該叫做“虛擬地址保護模式”，實現了 內存保護，分段機制保護，硬件虛擬內存存儲等機制。（扯一點閒話：這個保護模式是CPU的機制，還是操作系統的機制呢？CPU的！操作系統的！應該這麼說吧，Intel的CPU支持了保護模式，然後有了操作系統相應的行爲。CPU支持了分頁的地址映射機制，然後操作系統有了分頁的準備工作，並且有了相應的控制軟件/程序）
留一個問題，CPU可以沒有實模式吧？CPU加電後，直接進入32位的保護模式（所謂的）？
2. 實模式與保護模式的切換
爲了兼容之前的CPU，80X86系列的CPU 都有實模式，然後加上其他的模式（保護模式，V8086模式等）。CPU啓動後，首先進入的是實模式（爲什麼？龜腚！），做一系列的檢測。然後進入引導過程，切換到保護模式。（加載內核，初始化內核等等）。那如何從實模式切換到保護模式呢？
有兩個標誌位用於在兩個模式之間進行切換。
實模式使用的地址線爲 A0-A19 20位地址線，到了286，386地址線被擴展爲24位和30位，那麼爲了兼容8086 CPU，在286，386及其以後的CPU中，A20 就被稱爲了 A20 Gate，作爲開啓高地址內存的標記（其實是可以訪問更高地址的內存的）。在實模式下A20 Gate被關閉，那麼訪問範圍爲1M內存。到了保護模式下，如果A20 Gate被關閉，對於80386處理器（32位地址線）來說，在訪問內存時，A20地址線就是無效的，只能當作0處理，這樣訪問的地址就被分爲了 00000-FFFFF, 200000-2FFFFF,300000-3FFFFF等一系列的地址段。所以在進入保護模式時，要將A20地址線打開，就可以訪問一系列連續的地址空間了。
再者，CPU的控制寄存器 CR0的PE位設置爲1，表示CPU要以保護模式運行。
除了着兩個位以外，還需要爲保護模式設置GDT，LDT等一系列內容，以保證CPU切到保護模式下的正常運行，這個後面來說！
3. 保護模式
首先說一下保護模式，保護的含義：
1. 段基址 / 段界限 定義了一個段範圍，段界限之外的內存禁止訪問
2. 段屬性對端的定義，規定限制段行爲 和性質
3. 特權級的轉換，CPL/RPL/DPL 進行比較，將CPU的CPL 與 段的DPL，以及段，門等的RPL靜態定義權限 進行動態的對比，實現系統保護。
首先說一下保護模式下的內存訪問：
在8086的實模式下訪問內存，通過 段地址×16 + 地址偏移 的方式獲取20位的地址。而到了保護模式下，段寄存器CS，DS，GS等仍然是16位，而現在的地址總線變爲了32位，顯然使用這種移位+偏移的方式顯然行不通了。那保護模式如何實現這種 [段:偏移] 的尋址呢？答案就在GDT / LDT 上。
在保護模式下，CS/DS/SS等雖然仍然被稱爲段寄存器，但是它的函數和實模式下完全不同了，它不再代表真正的段基址，而是一個索引。保存的內容被稱爲選擇子，用於選擇GDT/LDT中的一項。選擇子的結構如下圖所示：
選擇子的高13位爲描述符索引（就是我們的描述符表中的索引值），低兩位爲RPL，全稱Request Privilege Level，請求權限級別？？（暫且這麼說吧）用於Ring0～Ring3權限的確認。
既然段寄存器內容變成了選擇子，那麼如何尋找段基址呢？答案就是上面提到的GDT/LDT，GDT（Global Descriptor Table）全局描述符表（以GDT爲例，LDT類似）GDT表中的元素是全局描述符，它的結構如下圖所示：
它有64位，包含的數據一目瞭然。段基址 1，2 直接組成了32位的地址。段界限 1，2則組成了20位的段界限。DPL兩位爲描述符的權限，與CPL和RPL完成訪問權限的限制，以保護系統或進程。TYPE則表示描述符的類別，包括了存儲段描述符，系統段描述符（TSS，調用門，中斷門，陷阱門，任務門）。
可能會奇怪，段界限爲20位，那就1M字節啊，這顯然不現實啊，32位的基地址，1M的界限，現在的程序一個模塊都1M多甚至更大了，這怎麼訪問啊！不要着急，這個段界限是有單位的，在描述符中，BYTE6的最高位 G 如果爲0 表示段界限的粒度爲1字節，如果爲1時，表示段界限爲4k，1M個4K，顯然範圍編程了4G了。
舉例：
對於數據訪問的保護例子， mov eax, ds:[ebx]
這是一個非常平常的一個內存訪問的例子，取內存中的四個字節。如何存取呢？執行的當前的代碼指令位置爲 CS:EIP，CS中保存了代碼段的選擇子內容，CS的最低兩位爲CPL，即當前執行代碼所處的特權級。EIP爲代碼段的偏移。要訪問的內存爲數據段 （ 由DS 指定）中的 EBX 指定偏移處的四個字節。 DS 爲要請求的選擇子，它的低兩位爲 RPL，即請求特權級別，DS中保存的選擇子會指向GDT中的一個描述符，描述符中有一個DPL（如上所述）。對比 CPL ，RPL與DPL的值，滿足DPL>=CPL，DPL
>= RPL，且CPL <= RPL。即 當前特權級要高於或等於DS 選擇子規定的特權級別，同時 當前的特權級別，以及DS選擇子規定特權級別都要高於或等於 DS所指向的描述符中定義的特權級別。（注意 DPL，CPL的值 與他們的特權級別 正相反，即CPL值越小，表明當前執行的特權級別越高），過程如下圖所示。
現在問題來了，GDT由誰來創建，系統的每一項描述符如何創建（Windows系統那麼大，有那麼多的段），一個進程也有好多段，它的描述表如何創建，每一個描述符如何生成呢？？？（留待以後分解）
不同特權代碼之間的轉移：
上面的任務完成一部分保護工作，就是內存的訪問保護。同樣，代碼的執行也是要保護的，如何保護？代碼直接的轉移（相互跳轉）。Ring3的權限，無法執行權限級別爲0的代碼。那問題就來了，相互跳轉如何實現，如何實現保護？
代碼段間的轉移可以由如下的一些指令引起，jmp，call，ret，systementer，sysexit，int n，iret 等。jmp 或 call 可以實現4中轉移：
1. 目標操作數包含了目標代碼段的段選擇子
2. 目標操作數指向一個包含目標代碼段選擇子的調用們描述符
3. 目標操作數指向一個包好目標代碼段選擇子的TSS
4. 目標操作數指向一個任務門，任務門指向包含目標代碼段選擇子的TSS
分爲兩類，直接轉移，間接轉移。通過jmp/call直接轉移，對於非一直代碼段，CPL == DPL，RPL <= DPL，也即當前特權級低於目的代碼，選擇子的權限級別等於或高於目標代碼權限級別。對於一直代碼，CPL >= DPL，也即當前的特權級別要低於目標代碼的特權級。
間接轉移，則是通過門 進行轉移。這個時候有兩個階段的權限對比，間接的轉移，需要訪問門（調用們，中斷門，陷阱們等），因此它首先要有門的權限。其次再是和要轉移到的代碼的特權級別進行比較。
特權級切換：ring0 到 ring3，ring3 到 ring0
特權級的切換，方法有很多。都需要通過上述的代碼轉移實現。一方面要滿足 跳轉的權限要求，同時還需要保存執行的現場。對於特權的切換，如ring3 到ring0的切換，要保存當前執行的 CS:EIP ，確保執行完ring0，返回後可以繼續執行；ring3 和 ring0 使用不同的棧，因此需要保存當前棧的SS:ESP，以便返回後，將棧切回到跳轉之前的棧狀態。當然還有EFLAGS等值。比較典型的有Windows系統上的內核調用，比如I/O
分頁存儲：
80386 CPU支持了分頁機制，分頁機制也節省內存，一個任務不需要將執行的段完全映射到物理內存即可執行。節省內存，分段情況下有大量的大片的內存碎片，實行分頁後，可以將內存碎片降低到4k；同時也爲多進程的實現創造有利條件。
分頁機制，將內存空間進行劃分，以4K爲單位，可以將整個地址空間劃分爲1M個。每個4K的單位是一頁。爲了將頁表組織起來，可以採用線性結構，那麼1M頁，每頁的首地址爲一項（佔四字節），那麼這個管理結構就需要4M的內存來存儲，顯然浪費。使用兩級的結構，第一級每一項指向一頁，第二級的每一頁中包含了256項。如果將所有的內存都索引到，需要的更多了，4M+4K，貌似更加不合算，其實在使用中，不需要將所有的內存都索引到，只需要將用到的內存創建對應的頁目錄即可，這樣就可以減少頁表佔的內存。如下圖所示，一個地址通過頁目錄表，頁表項表，以及物理頁即可獲得對應地址的物理地址。
在CPU中有控制寄存器，就是CR*，其中的CR0寄存器的 PG位表示了CPU是否開啓了分頁基址。因此在設置號目錄表等項後，還需要將CR0的PG位置位，纔是正式打開了CPU的分頁基址，CPU纔會按照上述的方式去獲取內存內容。
另外一個寄存器CR3，CR3中保存了頁目錄基地址的物理地址。如上圖所示，CPU在去內存的內容時，首先從CR3中獲取到頁目錄表的物理地址，在根據虛擬地址值去獲取相應的頁目錄項，頁表項，以及對應的物理塊。
在多進程中，每一個進程都會維護一個頁表，其中保存了進程用到的內存頁的映射。在做進程切換時，要將CR3的值換掉，換成目標進程的CR3值，訪問內存是對應所應的也目錄表也發生了變化。因此對於同一個地址在不同的進程中，會被映射到不同的物理地址上。
有一個問題，那麼這些也目錄如何進行初始化呢，地址空間如何劃分，相互如何映射呢？誰來負責規劃？ 仍然需要探索啊！
中斷和異常：
在DOS中（實模式），0~1K 的內存空間是中斷向量表，每個向量由 CS:IP 格式佔用兩個字節（一共256項），直接使用中斷號索引中斷向量的位置，取出CS:IP，即可跳轉到對應的地址去，進行中斷處理。
類似於指令和內存訪問的CS，DS段寄存器，這裏保存的要跳轉的CS段基址在保護模式下也無法使用了。如何處理？如何尋找中斷處理過程？沒錯，前面說過了通過映射，這也可以通過映射處理。與GDT的表類似，處理中斷和異常，也有一個類似的表，叫做IDT，其中保存了中斷描述符，即中斷門，陷阱門等。它和我們上面說到的調用們類似（結構如下圖），其中包含了 DPL，選擇子以及偏移值。
那麼中斷如何觸發呢？說觸發之前，首先要說一下硬件中斷的映射。在進入保護模式後，0～18 號的中斷號已經被Intel CPU默認的除法錯 等中斷佔據了。因此需要將8259A的中斷信息重新映射到更高一些的中斷號上（具體的映射方法不再介紹了，可以搜索一下資料，有很多）。一般情況下會將硬件中斷 映射到 20H 的地方，因爲0～31號中斷中，19～31是Intel 保留的向量號。32 ～255 的中斷號是留給用戶，因此將硬件中斷重新映射到 20H 開始的中斷號上。
這樣，只要觸發了中斷，無論 int n 還是硬件中斷，都可以得到一箇中斷號。使用這個中斷號可以索引到IDT中的 門描述符。根據門描述符，使用其中的選擇子，可以獲得中斷處理過程所在段的描述符，從描述符獲取段基址，加上門描述符 中的偏移地址，就得到了中斷處理過程的首地址。
同樣，在整個過程中，不僅要使用到 中斷門等描述符，並且還要訪問GDT 表中的段描述符，這個過程中都要進行CPL，RPL與DPL值的對比，確定有權限進行相應的調用操作，或訪問操作。
保護模式下的I/O：
保護模式下的I/O有兩個方面的保護：一個是IOPL，類似於DPL，在EFLAGS 寄存器中，第十二，十三位爲IOPL的值，要執行IO指令，要滿足CPL <= IOPL條件纔可以執行，否則執行權限沒效果。
第二個是IO位圖，I/O位圖開始於TSS中104字節（前104字節爲TSS的固定格式，用於保存任務的狀態），I/O位圖最長可達8K，每一位表示一個字節的端口是否可以訪問。
因此在進行I/O訪問時，一方面要判斷IOPL的值，同時還要確定要訪問的端口，在I/O位圖中是否可用。
關於保護模式，肯定不止寫的這些內容。但是暫時寫這麼多吧，也就理解了這麼點內容，還是有很多東西沒理解透，以後有了新的理解，在添加新的內容。
By Andy @ 2015-08-02