原文标题：CPU Rings, Privilege, and Protection
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[注：本人水平有限，只好挑一些国外高手的精彩文章翻译一下。一来自己复习，二来与大家分享。]
可能你凭借直觉就知道应用程序的功能受到了Intel x86计算机的某种限制，有些特定的任务只有操作系统的代码才可以完成，但是你知道这到底是怎么一回事吗？在这篇文章里，我们会接触到x86的特权级（privilege level），看看操作系统和CPU是怎么一起合谋来限制用户模式的应用程序的。特权级总共有4个，编号从0（最高特权）到3（最低特权）。有3种主要的资源受到保护：内存，I/O端口以及执行特殊机器指令的能力。在任一时刻，x86 CPU都是在一个特定的特权级下运行的，从而决定了代码可以做什么，不可以做什么。这些特权级经常被描述为保护环（protection ring），最内的环对应于最高特权。即使是最新的x86内核也只用到其中的2个特权级：0和3。
x86的保护环
在诸多机器指令中，只有大约15条指令被CPU限制只能在ring 0执行（其余那么多指令的操作数都受到一定的限制）。这些指令如果被用户模式的程序所使用，就会颠覆保护机制或引起混乱，所以它们被保留给内核使用。如果企图在ring 0以外运行这些指令，就会导致一个一般保护错（general-protection exception），就像一个程序使用了非法的内存地址一样。类似的，对内存和I/O端口的访问也受特权级的限制。但是，在我们分析保护机制之前，先让我们看看CPU是怎么记录当前特权级的吧，这与前篇文章中提到的段选择符（segment selector）有关。如下所示：
数据段和代码段的段选择符
数据段选择符的整个内容可由程序直接加载到各个段寄存器当中，比如ss（堆栈段寄存器）和ds（数据段寄存器）。这些内容里包含了请求特权级（Requested Privilege Level，简称RPL）字段，其含义过会儿再说。然而，代码段寄存器（cs）就比较特别了。首先，它的内容不能由装载指令（如MOV）直接设置，而只能被那些会改变程序执行顺序的指令（如CALL）间接的设置。而且，不像那个可以被代码设置的RPL字段，cs拥有一个由CPU自己维护的当前特权级字段（Current Privilege Level，简称CPL），这点对我们来说非常重要。这个代码段寄存器中的2位宽的CPL字段的值总是等于CPU的当前特权级。Intel的文档并未明确指出此事实，而且有时在线文档也对此含糊其辞，但这的确是个硬性规定。在任何时候，不管CPU内部正在发生什么，只要看一眼cs中的CPL，你就可以知道此刻的特权级了。
记住，CPU特权级并不会对操作系统的用户造成什么影响，不管你是根用户，管理员，访客还是一般用户。所有的用户代码都在ring 3上执行，所有的内核代码都在ring 0上执行，跟是以哪个OS用户的身份执行无关。有时一些内核任务可以被放到用户模式中执行，比如Windows Vista上的用户模式驱动程序，但是它们只是替内核执行任务的特殊进程而已，而且往往可以被直接删除而不会引起严重后果。
由于限制了对内存和I/O端口的访问，用户模式代码在不调用系统内核的情况下，几乎不能与外部世界交互。它不能打开文件，发送网络数据包，向屏幕打印信息或分配内存。用户模式进程的执行被严格限制在一个由ring 0之 神所设定的沙盘之中。这就是为什么从设计上就决定了：一个进程所泄漏的内存会在进程结束后被统统回收，之前打开的文件也会被自动关闭。所有的控制着内存或 打开的文件等的数据结构全都不能被用户代码直接使用；一旦进程结束了，这个沙盘就会被内核拆毁。这就是为什么我们的服务器只要硬件和内核不出毛病，就可以 连续正常运行600天，甚至一直运行下去。这也解释了为什么Windows 95/98那么容易死机：这并非因为微软差劲，而是因为系统中的一些重要数据结构，出于兼容的目的被设计成可以由用户直接访问了。这在当时可能是一个很好的折中，当然代价也很大。
CPU会在两个关键点上保护内存：当一个段选择符被加载时，以及，当通过线形地址访问一个内存页时。因此，保护也反映在内存地址转换的过程之中，既包括分段又包括分页。当一个数据段选择符被加载时，就会发生下述的检测过程：
x86的分段保护
因为越高的数值代表越低的特权，上图中的MAX()用于挑出CPL和RPL中特权最低的一个，并与描述符特权级（descriptor privilege level，简称DPL）比较。如果DPL的值大于等于它，那么这个访问就获得许可了。RPL背后的设计思想是：允许内核代码加载特权较低的段。比如，你可以使用RPL=3的段描述符来确保给定的操作所使用的段可以在用户模式中访问。但堆栈段寄存器是个例外，它要求CPL，RPL和DPL这3个值必须完全一致，才可以被加载。
事实上，段保护功能几乎没什么用，因为现代的内核使用扁平的地址空间。在那里，用户模式的段可以访问整个线形地址空间。真正有用的内存保护发生在分页单元中，即从线形地址转化为物理地址的时候。一个内存页就是由一个页表项（page table entry）所描述的字节块。页表项包含两个与保护有关的字段：一个超级用户标志（supervisor flag），一个读写标志（read/write flag）。超级用户标志是内核所使用的重要的x86内存保护机制。当它开启时，内存页就不能被ring 3访问了。尽管读写标志对于实施特权控制并不像前者那么重要，但它依然十分有用。当一个进程被加载后，那些存储了二进制镜像（即代码）的内存页就被标记为只读了，从而可以捕获一些指针错误，比如程序企图通过此指针来写这些内存页。这个标志还被用于在调用fork创建Unix子进程时，实现写时拷贝功能（copy on write）。
最后，我们需要一种方式来让CPU切换它的特权级。如果ring 3的程序可以随意的将控制转移到（即跳转到）内核的任意位置，那么一个错误的跳转就会轻易的把操作系统毁掉了。但控制的转移是必须的。这项工作是通过门描述符（gate descriptor）和sysenter指令来完成的。一个门描述符就是一个系统类型的段描述符，分为了4个子类型：调用门描述符（call-gate descriptor），中断门描述符（interrupt-gate descriptor），陷阱门描述符（trap-gate descriptor）和任务门描述符（task-gate descriptor）。调用门提供了一个可以用于通常的CALL和JMP指令的内核入口点，但是由于调用门用得不多，我就忽略不提了。任务门也不怎么热门（在Linux上，它们只在处理内核或硬件问题引起的双重故障时才被用到）。
剩下两个有趣的：中断门和陷阱门，它们用来处理硬件中断（如键盘，计时器，磁盘）和异常（如缺页异常，0除数异常）。我将不再区分中断和异常，在文中统一用"中断"一词表示。这些门描述符被存储在中断描述符表（Interrupt Descriptor Table，简称IDT）当中。每一个中断都被赋予一个从0到255的编号，叫做中断向量。处理器把中断向量作为IDT表项的索引，用来指出当中断发生时使用哪一个门描述符来处理中断。中断门和陷阱门几乎是一样的。下图给出了它们的格式。以及当中断发生时实施特权检查的过程。我在其中填入了一些Linux内核的典型数值，以便让事情更加清晰具体。
伴随特权检查的中断描述符
门中的DPL和段选择符一起控制着访问，同时，段选择符结合偏移量（Offset）指出了中断处理代码的入口点。内核一般在门描述符中填入内核代码段的段选择符。一个中断永远不会将控制从高特权环转向低特权环。特权级必须要么保持不变（当内核自己被中断的时候），或被提升（当用户模式的代码被中断的时候）。无论哪一种情况，作为结果的CPL必须等于目的代码段的DPL。如果CPL发生了改变，一个堆栈切换操作就会发生。如果中断是被程序中的指令所触发的（比如INT n），还会增加一个额外的检查：门的DPL必须具有与CPL相同或更低的特权。这就防止了用户代码随意触发中断。如果这些检查失败，正如你所猜测的，会产生一个一般保护错（general-protection exception）。所有的Linux中断处理器都以ring 0特权退出。
在初始化阶段，Linux内核首先在setup_idt()中建立IDT，并忽略全部中断。之后它使用include/asm-x86/desc.h的函数来填充普通的IDT表项（参见arch/x86/kernel/traps_32.c）。在Linux代码中，名字中包含"system"字样的门描述符是可以从用户模式中访问的，而且其设置函数使用DPL 3。"system gate"是Intel的陷阱门，也可以从用户模式访问。除此之外，术语名词都与本文对得上号。然而，硬件中断门并不是在这里设置的，而是由适当的驱动程序来完成。
有三个门可以被用户模式访问：中断向量3和4分别用于调试和检查数值运算溢出。剩下的是一个系统门，被设置为SYSCALL_VECTOR。对于x86体系结构，它等于0x80。它曾被作为一种机制，用于将进程的控制转移到内核，进行一个系统调用（system call），然后再跳转回来。在那个时代，我需要去申请"INT 0x80"这个没用的牌照 J。从奔腾Pro开始，引入了sysenter指令，从此可以用这种更快捷的方式来启动系统调用了。它依赖于CPU上的特殊目的寄存器，这些寄存器存储着代码段、入口点及内核系统调用处理器所需的其他零散信息。在sysenter执行后，CPU不再进行特权检查，而是直接进入CPL 0，并将新值加载到与代码和堆栈有关的寄存器当中（cs，eip，ss和esp）。只有ring 0的代码enable_sep_cpu()可以加载sysenter 设置寄存器。
最后，当需要跳转回ring 3时，内核发出一个iret或sysexit指令，分别用于从中断和系统调用中返回，从而离开ring 0并恢复CPL=3的用户代码的执行。噢！Vim提示我已经接近1,900字了，所以I/O端口的保护只能下次再谈了。这样我们就结束了x86的运行环与保护之旅。感谢您的耐心阅读。
参考:
http://blog.csdn.net/drshenlei/article/details/4265101
