实模式和保护模式的区别

实模式和保护模式的区别

实模式和保护模式的区别

2009-08-31 20:19 551人阅读评论(1) 收藏举报

从80386开始，cpu有三种工作方式：实模式，保护模式和虚拟8086模式。只有在刚刚启动的时候是real-mode，等到linux操作系统运行起来以后就运行在保护模式（所以存在一个启动时的模式转换问题）。

实模式只能访问地址在1M以下的内存称为常规内存，我们把地址在1M 以上的内存称为扩展内存。

在保护模式下，全部32条地址线有效，可寻址高达4G字节的物理地址空间;

扩充的存储器分段管理机制和可选的存储器分页管理机制，不仅为存储器共享和保护提供了硬件支持，而且为实现虚拟存储器提供了硬件支持;

支持多任务，能够快速地进行任务切换和保护任务环境;

4个特权级和完善的特权检查机制，既能实现资源共享又能保证代码和数据的安全和保密及任务的隔离;

支持虚拟8086方式，便于执行8086程序。

1.虚拟8086模式是运行在保护模式中的实模式，为了在32位保护模式下执行纯16位程序。它不是一个真正的CPU模式，还属于保护模式。

2.保护模式同实模式的根本区别是进程内存受保护与否。可寻址空间的区别只是这一原因的果。

实模式将整个物理内存看成分段的区域,程序代码和数据位于不同区域，系统程序和用户程序没有区别对待，而且每一个指针都是指向"实在"的物理地址。这样一来，用户程序的一个指针如果指向了系统程序区域或其他用户程序区域，并改变了值，那么对于这个被修改的系统程序或用户程序，其后果就很可能是灾难性的。为了克服这种低劣的内存管理方式，处理器厂商开发出保护模式。这样，物理内存地址不能直接被程序访问，程序内部的地址（虚拟地址）要由操作系统转化为物理地址去访问，程序对此一无所知。至此，进程（这时我们可以称程序为进程了）有了严格的边界，任何其他进程根本没有办法访问不属于自己的物理内存区域，甚至在自己的虚拟地址范围内也不是可以任意访问的，因为有一些虚拟区域已经被放进一些公共系统运行库。这些区域也不能随便修改，若修改就会有: SIGSEGV （linux 段错误）;非法内存访问对话框（windows 对话框）。

CPU启动环境为16位实模式，之后可以切换到保护模式。但从保护模式无法切换回实模式

3.事实上，现在的64位奔腾4处理器，拥有三种基本模式和一种扩展模式，

a)基本模式：

****保护模式：纯32位保护执行环境。

****实模式：纯16位无保护执行环境。

****系统管理模式：当SMI引脚为有效进入系统管理模式，首先保存当前的CPU 上下文。它有独立的地址空间，用来执行电源管理或系统安全方面的指令。

b)扩展模式：****IA-32e模式，64位操作系统运行在该模式。该模式有两种子模式:

1）**兼容模式：该模式下，64位操作系统运行在32位兼容环境，能正常运行16，32位应用程序就像基本的保护模式一样，访问32位地址空间，但不能运行纯16位实模式程序（就是不能运行虚拟86模式程序了）。

2）**64位模式：在该模式下，处理器完全执行64位指令，使用64位地址空间和64操作数，运行16，32位程序必须切换到兼容模式。

IA-32e子模式的切换完全基于代码段寄存器。这样一来，运行在IA-32e模式中（64位）的OS完全可以无缝的运行所有16，32，64为应用程序，通过设置32位后的CS。

2012-05-11 21:16:40| 分类：操作系统LINUX | 标签：|字号大中小订阅

第一:实模式下程序的运行回顾

程序运行的实质是什么?其实很简单,就是指令的执行,显然CPU是指令得以执行的硬件保障,那么CPU如何知道指令在什么地方呢?

80x86系列是使用CS寄存器配合IP寄存器来通知CPU指令在内存中的位置。

程序指令在执行过程中一般还需要有各种数据,80x86系列有DS、ES、FS、GS、SS等用于指示不同用途的数据段在内存中的位置。

程序可能需要调用系统的服务子程序，80x86系列使用中断机制来实现系统

服务。

总的来说，这些就是实模式下一个程序运行所需的主要内容

（其它如跳转、返回、端口操作等相对来说比较次要。）

第二：保护模式---从程序运行说起

无论实模式还是保护模式，根本的问题还是程序如何在其中运行。因此我们在学习保护模式时应该时刻围绕这个问题来思考。

和实模式下一样，保护模式下程序运行的实质仍是“CPU执行指令，操作相关数据”，因此实模式下的各种代码段、数据段、堆栈段、中

断服务程序仍然存在，且功能、作用不变。

那么保护模式下最大的变化是什么呢？答案可能因人而异，我的答案是“地

址转换方式”变化最大。

第三：地址转换方式比较

先看一下实模式下的地址转换方式，假设我们在ES中存入0x1000，DI中存入0xFFFF,那么ES:DI=0x1000*0x10+0xFFFF=0x1FFFF,这就是“左移4位加偏

移”。

那么如果在保护模式下呢？假设上面的数据不变ES=0x1000，DI=0xFFFF，现

在ES:DI等于什么呢？

公式如下：（注：0x1000=1000000000000b= 10 0000 0000 0 00）ES:DI=全局描述符表中第0x200项描述符给出的段基址+0xFFFF

现在比较一下，好象是不一样。再仔细看看，又好象没什么区别！为什么说没什么区别，因为我的想法是，既然ES中的内容都不是真正的段地址，凭什么实模式下称ES为“段寄存器”，而到了保护模式就说是“选择子”？其实它们都是一种映射，只是映射规则不同而已：在实模式下这个“地址转换方式”是“左移4位”；在保护模式下是“查全局/局部描述表”。

前者是系统定义的映射方式，后者是用户自定义的转换方式，而它影响的都

是“shadow register”。

从函数的观点来看，前者是表达式函数，后者是列举式函数：

实模式： F(es-->segment)={segment |segment=es*0x10} 保护模式：F(es-->segment)={segment |(es,segment)∈GDT/L DT} 其中GDT、LDT分别表示全局描述符表和局部描述符表。

第四：保护模式基本组成

保护模式最基本的组成部分是围绕着“地址转换方式”的变化增设了相应的

机构。

1、数据段

前面说过，实模式下的各种代码段、数据段、堆栈段、中断服务程序仍然存在，我将它们统称为“数据段”，本文从此向下凡提到数据段都是使用这个

定义。

2、描述符

保护模式下引入描述符来描述各种数据段，所有的描述符均为8个字节（0-7)，由第5个字节说明描述符的类型，类型不同，描述符的结构也有所

不同。

若干个描述符集中在一起组成描述符表，而描述符表本身也是一种数据段，

也使用描述符进行描述。

从现在起，“地址转换”由描述符表来完成，从这个意义上说，描述符表是

一张地址转换函数表。

3、选择子

选择子是一个2字节的数，其16位，最低2位表示RPL，第3位表示查表是利用GDT（全局描述符表）还是LDT（局部描述符表）进行，最高13位给出了所需的描述符在描述符表中的地址。（注：13位正好足够寻址8K项）有了以上三个概念之后可以进一步工作了，现在程序的运行与实模式下完全一样！！！各段寄存器仍然给出一个“段值”，只是这个“假段值”

到真正的段地址的转换不再是“左移4位”，而是利用描述符表来完成。但

现在出现一个新的问题是：

系统如何知道GDT/LDT在内存中的位置呢？

为了解决这个问题，显然需要引入新的寄存器用于指示GDT/LDT在内存中的