PS:原先实模式下的各个段寄存器作为保护模式下的段选择器,80486中有6个(即CS,SS,DS,ES,FS,GS)80位的段寄存器。由选择器CS对应表示的段仍为代码段,选择器SS对应表示的段仍为堆栈段。
正是由于在实模式下直接对物理内存进行读写,非常不安全,所以诞生了新的内存分段的映射方式,其目的就是对物理内存进行保护,而对内存进行保护需要注意的是一下三点: 1.内存的起始地址。 2.内存的长度。 3.内存的权限信息。
x86 系统中的保护模式,给系统的安全性提供了很大的保障,但是在我们之前的文章中,一直都淡化了特权级别这个概念。
进入保护模式以后,数据段、代码段等内存段不再是通过段寄存器获得段基址就可以使用,我们需要把段定义好,并且登记好,全局描述符表便是用来记录这些段信息的数据结构。
每一个进程都有一张段表LDT。整个系统有一张GDT表。且整个系统仅仅有一个总页表。
80386的各种寄存器一览:通用寄存器(32位)、段寄存器(16位)、标志寄存器(32位)、系统地址寄存器、调试寄存器和测试寄存器(32位)。
中断,英文名为Interrupt,计算机的世界里处处都有中断,任何工作都离不开中断,可以说整个计算机系统就是由中断来驱动的。那么什么是中断?简单来说就是CPU停下当前的工作任务,去处理其他事情,处理完后回来继续执行刚才的任务,这一过程便是中断。
学习Windows程序设计也有一些时间了,为了记录自己的学习成果,以便以后查看,我希望自己能够坚持写下一系列的学习心得,对自己学习的内容进行总结,同时与大家交流。因为刚学习所以可能有的地方写不不正确,希望大家能够指出。
保护模式与实模式最本质的区别就是:保护模式使用了全局描述符表,用来保存每一个程序(bootloader,操作系统,应用程序)使用到的每个段信息:开始地址,长度,以及其他一些保护参数。
经过 20 多篇文章的一步步走来,我们已经从开机启动的 BIOS 执行跳转进入到自己编写的起始扇区,又从起始扇区跳转进入到 loader,时至今日,我们终于进入到内核了,海阔凭鱼跃,天高任鸟飞,我们已经打开了操作系统真正的核心组件 — 内核,那么,就让我们赶紧扩充内核,让他成为一个真正的操作系统吧。 本文,我们就来实现内核最为初步的工作:
此前我们对操作系统中的分段、分页机制以及虚拟地址、逻辑地址、线性地址、物理地址进行了较为详细的介绍。 操作系统的内存管理 — 分段与分页、虚拟地址、逻辑地址、线性地址、物理地址
bootloader主要做四件事,1.开启A20地址线;2.探测内存,把内存相关信息告诉内核;3.初始化全局描述符表,开启分段机制,进入保护模式;4.把操作系统内核从磁盘加载到内存指定位置,跳转到内核,执行内核代码。
没有虚拟化基础的童鞋可先阅读Linux阅码场前几天刊发的《KVM最初的2小时——KVM从入门到放弃(修订版) 》入门。
很多小伙伴在学操作系统的时候,学习到内存管理的部分时,都会接触到分段内存管理、分页内存管理。
实模式是有很大弊端的,首先,直接操作物理内存,这样的话每次只能运行一个程序,并且不安全;另外,内存最大使用到1M,限制太大。
前段时间,我连续写了十来篇CPU底层系列技术故事文章,有不少读者私信我让我写一下CPU的寄存器。
不知道大家有没有产生过一个疑问:从给 Linux 服务器按下开机电源按钮后到启动成功的一段时间里,在这中间 Linux 操作系统都做了哪些事情?
以上就是对GDT表或者 LDT表的描述 总结来说 GDT或者LDT 就是一块内存. 也可以看成一个数组. 数组的每一项其实保存的都是段描述符 段选择子就是下标 3.1.2 GDTR寄存器与GDT表了解. 根据Inter手册所属. GDTR寄存器 保存了 GDT的 32位基地址 和16位表界限 基地址指的就是GDT从0字节开始的线性地址.可以理解为就是数组首地址. 表界限.可以理解为就是数组的大小. 所以说GDTR 寄存器是一个48位寄存器 按照C语言结构来来表是就如下 struct GDTR { DWORD *GdtBase, SHORT limit; } LGDT 与SGDT 汇编指令 分别是用来获取和保存 GDTR寄存器的. 电脑开机之后,通电之后.GDT就开始初始化了. 总结:
寄存器是一种物理存储原件,速度可以跟上CPU的速度,所以CPU内部使用各种类型的寄存器供读取数据来使用。这里可以看出寄存器的主要用途:
IA-32 CPU 结合保护模式的软硬件设计,提供了 4GB 内存的寻址能力,这对仍停留在 16 位实地址模式的我们是一个极大的诱惑。 上一篇文章中,我们详细的介绍了 32 位保护模式与内存分段机制的寻址机制、以及相关的寄存器、内存结构: 详解 32 位保护模式与内存分段机制
上一篇文章中,我们看到了如何从实地址模式进入到保护模式: 进军保护模式 但是那一段简短的程序中,存在着很多不足,例如,数据直接在内存中读写,数据实际上没有被保护模式保护起来,同时,由于没有堆栈段,无法实现函数调用,到最后,我们的程序在死循环中结束,更优雅的方式实际上是能够返回到实地址模式并正常的退出程序,而不是一直死循环下去。 本文,我们就来修改上一篇文章中的程序,实现保护模式的进阶功能。
本节来说说捋清启动需要知道的一些东西,因知识点的确很多,涉及了各个方面,我就不像其他章节一样各个部分前后有比较紧密的联系,而是直接以干货的形式罗列出来,这样或许更清晰些,不多说了来看
本文以linux0.11版本为基础,分析进程的内存布局,现代版本已经发生比较大的变化,都是很多原理都是类似的。 系统维护了一个全局的数据结构叫GDT( Global Descriptor Table),他保存了所有进程的代码段数据段的一些信息。系统有专门的寄存器保存了GDT的地址,叫GDTR。GTDR的格式如下。
进程切换,又称为任务切换、上下文切换、或者任务调度。本文就研究Linux内核的进程切换。我们首先理解几个概念。
JE: jump if equal INT: 是软件中断指令 HLT: interrupt 是让CPU停止动作的指令, 是让CPU进入待机状态 JC: 是“jump ifcarry”的缩写,意思是如果进位标志(carry flag)是1的话,就跳转。 JNC: Jump ifnot carry” JAE: “Jump if above or equal” JBE: jump if below orequal
8086CPU以后总线寻址和CPU位数趋于一致,操作系统结构向下兼容,线性地址基址置0:
下面从逻辑上完整走一遍中断处理过程(结合中断上下文的切换,以定时器中断为例,假设从用户态进入中断):
因为程序是分段在内存中存放的,因此需要额外的空间记录每个段的存放位置和占用大小,这就引出了段表,这里的段表又被称为LDT表,每个进程都对应一个LDT表:
当然fs指向的地址未必一定要被映射,但fs指向的地址 + rsp 所指向的地址一定是被映射的地址,因为这就是影子栈的真实内存区域。 另外,在x64位下,cs,ds,ss,es都是平坦模式,也就是基地址都是从0地址开始,gs,fs特殊一下。windows 在x64下使用gs这个段寄存器代 替原来的fs段寄存器的功能,例如,gs:[30]指向TEB,不再是x86下面的fs:[30]指向TEB,对gs的操作一般通过swapgs指令把 IA32_KERNEL_GS_BASE值装填到GS.base当中,从而得到内
这里说的物理地址是内存中的内存单元实际地址,不是外部总线连接的其他电子元件的地址!
不论是在 x86 平台上,还是在嵌入式平台上,系统的启动一般都经历了 bootloader 到 操作系统,再到应用程序,这样的三级跳过程。
内存管理无疑是操作系统最重要的工作之一,本文我们就来详细介绍一下操作系统是如何管理内存的,分段、分页机制又是什么,线性地址、逻辑地址、物理地址、虚拟地址分别指的又是什么。
内存管理这部分我没有集中在一起叙述,本节只是讲述物理内存如何组织管理,页表的内核部分如何创建的,与地址转换的在启动理论那一块儿说了,虚拟地址空间的用户部分在进程那儿叙述,堆内存管理也在进程那一块儿讲述。废话不多说来看本节内容:
最近看到这个github仓库flash-linux0.11-talk,觉得还算是蛮有意思的,加上网络编程的课程又有抄写一段tcp协议实现代码或者交一篇linux内核源码阅读的笔记,还是比较讨厌这种低效率的抄写的所以就想写篇文章记录一下粗浅阅读源码后的大概了解,这个github仓库作者的文章我觉得写的还是不错的对于我这类小白而言,也比较有看得下去的动力。
---- 保护模式 什么实模式和保护模式 这是CPU的两种工作模式,解析指令的方式不同。 在实模式下,16位寄存器需要通过段:偏移的方法才能达到1MB的寻址能力。 物理地址 = 段值 x 16 + 偏移 此时段值还可以看成地址的一部分,段值为XXXXh表示以XXXX0h开始的一段内存。 在保护模式下,CPU有着巨大的寻址能力,并为操作系统提供了虚拟内存和内存保护。 虽然物理地址的仍然用上面的公式表示,但此时“段”的概念发生了变化,它变成了一个索引,指向一个数据结构的一个表项,表项中详细定义了段的
中断是硬件和软件交互的一种机制,可以说整个操作系统,整个架构都是由中断来驱动的。中断的机制分为两种,中断和异常,中断通常为 $IO$ 设备触发的异步事件,而异常是 $CPU$ 执行指令时发生的同步事件。本文主要来说明 $IO$ 外设触发的中断,总的来说一个中断的起末会经历设备,中断控制器,$CPU$&$OS$ 三个阶段:设备产生中断,中断控制器接收和发送中断,$CPU$&$OS$ 来实际处理中断。
前面我已经写完了boot程序,搭建好了FAT文件系统,系统的控制权已经移交给了Loader程序。
硬件逻辑设计为加电瞬间强行设置:CS=0xF000,IP=0xFFF0,CS:IP=0xFFFF0
CS部分后面又4个0,相当于是左移了4位。总之就是要让CS左移4位之后加上EIP来得到要跳转的地址。
前言 基本概念 架构 工作关系 MSR Register VMXON Region VMCS Region 技术 Intel EPT 影子页表 EPT Intel VMX 指令集 测试环境 宿主机 虚拟机 代码分析 目录 用户态部分 内核模块 一些数据结构 模块初始化 ioctl - PROBE ioctl - PEACH_RUN init_ept handle_vmexit 总结 ---- 前言 之前在看VMX相关的东西的时候基本都是从比较抽象的文档入手,对于概念的理解还是比较模糊的。而且像kvm这种项目
经过多篇文章的介绍,我们对 32 位保护模式已经有了很深的认识,尤其是分段机制以及由此带来的对内存的保护。 进军保护模式 保护模式进阶 — 再回实模式
分段让操作系统具备了对内存的保护能力,通过描述符表、选择子的多级跳转,让每一段内存都增加了一系列属性,从而可以实现读、写、执行等权限以及为不同程序赋予不同特权的保护功能。 在此前的文章中,我们已经提到,通过 LDT 来解决进程间内存独立的问题,其代价是寄存器的反复加载,这对于 CPU 来说是一件较为耗时的操作,于是,80386 开始,Intel 引入了内存分页功能,相比于 LDT,更为灵活高效,因此 LDT 已经基本不会被使用了。 那么,分页究竟是一种什么样的机制,又是如何实现的呢?本文我们就来一探究竟。
GDT在内存中的地址和大小存放在CPU的gdtr控制寄存器中,而LDT则在ldtr寄存器中。
操作系统是用来管理与协调硬件工作的,开发一款操作系统有利于理解底层的运转逻辑,本篇内容主要用来理解操作系统是如何启动的,又是如何加载磁盘中的内核的,该系列文章参考各类底层书籍,通过自己的理解并加以叙述,让内容变得更加简单,一目了然,即可学到知识又能提高自己的表述能力。
知乎上搜到一个比较有意思的话题:如何理解「进入内核态」,要回答好这个问题需要对内存管理及程序的运行机制有比较深刻的了解,比如你需要了解内存的分段,分页,中断,特权级等机制,信息量比较大,本文将会从 Intel CPU 的发展历史讲起,循序渐近地帮助大家彻底掌握这一概念,相信大家看了肯定有帮助,本文目录如下
经过一系列的文章,我们通过汇编语言,体验了保护模式下分段、分页、特权级跳转、中断、异常等机制。 那么,事到如今,你是否已经深谙保护模式的设计之道了呢?究竟什么是保护模式,保护模式又在“保护”什么呢?他为了什么诞生,又和实模式有什么区别呢? 本文我们就来详细总结一下。
进程,这个词大家应该耳熟能详了,那进程是什么呢?我们说程序一般是外存上的一个可执行文件,而进程就是这个可执行文件在内存中的一个执行实例。概念始终只会是一个抽象的概念,进程系列文章通过 $xv6$ 的实例来将进程这个概念具象化。本篇主要介绍进程涉及到的一些数据结构,废话不多说,直接来看
这一点主要是了解下. 我们很多时候都听别人说 ring3 ring0 其实就是 CPU的等级划分.
1.主操作码是 1、2 或 3 字节.其中2字节操作码和三字节操作码都在0F开头,但是二字节的SIMD opcode是一个强制前缀+0fh+一字节的操作码:
领取专属 10元无门槛券
手把手带您无忧上云