《linux 内核全然剖析》 chapter 4 80x86 保护模式极其编程
80x86 保护模式极其编程
。。
这个保护模式比較难啃,暂停并非停止,我喜欢回过头来看问题。喜欢update。
4.1.1标志寄存器--EFLAGS
- TF:trap flag 当设置该位的时候。可为调试操作启动单步调试运行方式,复位时则禁止单步运行。
- IOPL: I/O privilege level。指明当前执行程序的IO特权级IOPL。当前执行程序的CPL必须小于或者等于这个IOPL才干訪问这个IO地址空间。
- NT:nested task。控制着被中断任务和调用任务之间的链接关系。
- RF:resume flag。用于控制处理器对断点指令的响应。当设置时,这个标志位会暂时禁止断点指令产生的调试异常;当标志位复位的时候。断点指令将会产生异常。
- VM: vitual 8086 Mode。设置则开启虚拟8086方式;复位则回到保护模式。
4.1.2内存管理寄存器-- GDTR, LDTR, IDTR and TR
4.1.3控制寄存器 CR0-CR3
4.2保护模式的内存寻址
4.2.1内存寻址
80x86是一种先存小值(small endian)的处理器
4.2.2 地址变换
4.3.2 保护
1.任务之间的保护
。
。
。。。
。事实上我认为这里的映射更应该做函数讲,这是数学上的概念,一一相应的映射是函数。
每一个任务唯一的虚拟地址空间部分被称为局部地址空间(local address space)。
2. 特权级保护。
在给定CPL(current privilege level)级别上运行的程序同意訪问同级别或者低级别的数据段。不论什么高级别段的引用都是非法的,而且会引发一个异常来通知操作系统。
当一个程序从一个特权级切换到另外一个特权级的时候,堆栈段也随之该换到新的级别的堆栈中。
果然分页是必不可免的!
于是乎,补呗。
4.4分页机制
分段机制和逻辑地址转换成线性地址,而分页则线性地址转换成物理地址。
分页与分段的最大不同在于分页使用了固定长度的页面。段的长度通常与存放在当中的代码和数据结构具有同样的长度。
与段不同,页面具有固定的长度。假设仅使用分段地址转换,那么储存在物理地址中的一个数据结构包括其全部的部分。但假设使用了分页。那么一个数据结构就能够分一部分储存在物理内存中,而还有一部分保存在磁盘中。
为了降低地址转换所要求的总线周期数量。近期訪问的页文件夹和页表会被存放在处理器缓冲器件中,TLB(http://blog.csdn.net/cinmyheart/article/details/24888847 MOS 的第三章有讲这个)
4.4.1页表结构
1.两级页表结构
文件夹表项中的存在位还能够用于在虚拟内存中存放二级页表。这意味着在不论什么时候仅仅有部分二级页表须要存放在物理内存中,而其余的可保存在磁盘上。
处于物理内存中页表相应的页文件夹项将被标注为存在。以表明可用他们进行分页转换。处于磁盘上的页表相应的页文件夹项将被标注为不存在。因为二级页表不存在而引发的异常会通知操作系统把缺少的页表从磁盘上载入进物理内存。把页表储存在虚拟内存中降低了保存分页转换表所须要的物理内存量。
4.4.2页表项格式
R/W 位1是读写标识。0表示仅仅读或仅仅可运行
U/S 位2是用户/超级用户标识。
1,不论什么特权级都能够訪问该页面。0,那么页面仅仅能被执行在超级用户特权级上的程序訪问。对全部映射的页面有效
D 位6是页面已经被改动标识。置1表示是dirty page
AVL 该字段是保留字段。处理器不会改动这些位。
posted on 2017-07-31 15:30 cynchanpin 阅读(219) 评论(0) 编辑 收藏 举报