B04 —— 从实模式到保护模式：GDT 和 CR0 的设置

金句：保护模式不是”保护”内存，而是让 CPU 能够管理更复杂的内存访问规则。

实模式的局限

CPU 复位后默认是 实模式（Real Mode），这是 8086 时代的工作模式。实模式有两个严重限制：

Bash
实模式的问题：

1. 地址空间只有 1MB（20-bit 地址）
   - 段寄存器 × 16 + 偏移量 = 物理地址
   - 0xFFFF:0xFFFF = 0x10FFEF（实际是 1MB + 64KB - 16B）
   - 无法访问超过 1MB 的内存

2. 没有内存保护
   - 任何代码可以访问任何内存地址
   - 没有特权级（Privilege Level）
   - 恶意代码可以覆盖 BIOS 所在的 ROM

保护模式（Protected Mode）解决了这两个问题：
  - 32-bit 地址空间（4GB）
  - 特权级（Ring 0~Ring 3）
  - 分页（Paging）支持虚拟内存

保护模式的核心：GDT

GDT（Global Descriptor Table） 是保护模式的核心数据结构，它定义了"段"的属性。

Bash
GDT 入口（Segment Descriptor，8 bytes）：

 63～56  |  55 | 54 | 53 | 52 | 47～44 | 43～40 | 39～36 | 35～32
 Base[31:24] | G  |DB |L  |AVL| Limit[19:16] | P  | DPL | S  | Type | Base[23:16]

 31～16                                      15～0
 Base[15:0]                                    Limit[15:0]

字段解释：
  Base（24-bit 或 32-bit）：段基址
  Limit（20-bit）：段大小（粒度 G=1 时单位是 4KB）
  P（Present）：段是否在内存中（必须=1）
  DPL（Descriptor Privilege Level）：特权级（0~3）
  S（System）：系统段（0）还是普通段（1）
  Type（4-bit）：段的类型（可读/写/执行，扩展方向）
  G（Granularity）：0=字节，1=4KB
  DB（Default Size）：0=16-bit，1=32-bit（段寄存器大小）

GDT 的最小配置（3 个段）：

Bash
Linux 内核早期使用的临时 GDT：

  // 伪描述符结构
  struct gdt_page {
      struct desc_struct gdt[16];
  } __attribute__((aligned(4096)));

  // GDT 初始化
  gdtr.base = (unsigned long)gdt;  // GDT 基址
  gdtr.limit = sizeof(gdt) - 1;   // GDT 大小

  // 三个必须的定义段：

  0: NULL descriptor（必须）
  1: KERNEL CODE (Ring 0, 4GB flat, 0xCF9A)
  2: KERNEL DATA (Ring 0, 4GB flat, 0xCF92)

  // 0xCF9A 的含义（Code Segment, DPL=0）：
  // P=1, DPL=00, S=1, Type=0xA（可执行/可读/RTU）
  // G=1, DB=1, L=0, AVL=0
  // Limit=0xFFFFF（4GB）

  // 0xCF92 的含义（Data Segment, DPL=0）：
  // P=1, DPL=00, S=1, Type=0x2（可读写/RTU）
  // G=1, DB=1, L=0, AVL=0
  // Limit=0xFFFFF（4GB）

段选择子（Selector）

代码用 段选择子（Selector） 来引用 GDT 中的段：

Bash
段选择子（16-bit）的结构：

  15─────────3  2  1─────────0
  Index          TI  RPL

  Index：GDT 中的索引（×8 = 偏移量）
  TI：0=GDT, 1=LDT（Local Descriptor Table）
  RPL：Requested Privilege Level（请求特权级）

例子：

  Selector = 0x10（二进制 0001 0000）

  Index = 0b00010 = 2
  TI = 0（GDT）
  RPL = 0（Ring 0）

  → 引用 GDT[2]，即 KERNEL DATA 段

  Selector = 0x08（二进制 0000 1000）

  Index = 0b00001 = 1
  → 引用 GDT[1]，即 KERNEL CODE 段

CR0：控制寄存器的切换

从实模式切换到保护模式，需要设置 CR0（Control Register 0）：

Bash
CR0 寄存器（32-bit）：

  Bit 31（PG）：Paging Enable
  Bit 30（PDE）：Page Directory Extensions（已废弃）
  Bit 29（CD）：Cache Disable
  Bit 28（NW）：Not Write-through
  Bit 18（AM）：Alignment Mask
  Bit 05（NA）：Numeric Assistance
  Bit 04（WP）：Write Protect（User 不能写 Kernel 页面）
  Bit 03（SN）：Supervisor Mode Ignore Numeric Exception
  Bit 02（ET）：Math Coprocessor Extension Type（1=387, 0=287）
  Bit 01（TS）：Task Switched（协处理器上下文切换）
  Bit 00（PE）：Protection Enable ← 关键位！

设置 Protection Enable（切换到保护模式）：

  ; 假设 GDT 已经建好

  lgdt [gdtr]     ; 加载 GDT（GDTR 寄存器）

  mov eax, cr0
  or eax, 0x00000001   ; 设置 PE 位
  mov cr0, eax          ; 切换到保护模式！

  ; 此时 CS 还是实模式的段
  ; 需要用 far jmp 来刷新流水线并加载新的 CS

  jmp 0x08:flush_cs    ; Selector=0x08（KERNEL CODE），跳到新 CS

flush_cs:
  ; 现在 CS = 0x08（GDT[1] = KERNEL CODE，Ring 0，4GB flat）
  ; 接下来可以跳到 32-bit 保护模式代码

分页（Paging）的开启

保护模式还支持 分页（Paging），这是现代操作系统的虚拟内存基础：

Bash
分页的开启顺序：

1. 先建立页表（页目录/页表/页全局目录）
2. 设置 CR3 寄存器（指向页目录）
3. 设置 CR0.PG 位（开启分页）

页表结构（x86-64）：

  PML4（Page Map Level 4）→ PDPT → PD → PT
  每一级都是 512 个条目（每个条目 8 bytes）

  CR3 指向 PML4 的基址（PML4 Base Address）

x86-64 Linux 使用：
  47-bit 虚拟地址
  页面大小 4KB
  四级页表（PML4 → PDPT → PD → PT）

开启分页：

  ; 假设页表已经建立，页表基址在 init_top_pgt

  mov eax, 0x83    ; PG=1, RW=1, US=1（用户可访问）
  mov [init_top_pgt], eax

  mov eax, init_top_pgt
  and eax, ~0xFFF  ; 对齐到页边界
  mov cr3, eax     ; CR3 = 页目录基址

  mov eax, cr0
  or eax, 0x80000000   ; 设置 PG 位
  mov cr0, eax         ; 开启分页！

  jmp 1f
1:
  ; 现在虚拟地址空间工作了
  ; 线性地址会通过页表翻译成物理地址

完整的模式切换代码

Bash
从实模式到保护模式 + 分页的完整代码：

  section .text
  global _start

_start:
  ; 1. 关闭中断
  cli

  ; 2. 加载临时 GDT
  lgdt [gdt_pointer]

  ; 3. 设置 CR0.PE = 1（开启保护模式）
  mov eax, cr0
  or eax, 0x00000001
  mov cr0, eax

  ; 4. Far Jmp 刷新 CS 并跳转到 32-bit 代码
  jmp 0x08:protected_mode

protected_mode:
  ; 5. 设置数据段寄存器
  mov ax, 0x10        ; Selector = KERNEL DATA
  mov ds, ax
  mov es, ax
  mov fs, ax
  mov gs, ax
  mov ss, ax

  ; 6. 设置栈
  mov esp, stack_top  ; 栈顶在 boot_stack

  ; 7. 设置 CR3，开启分页
  mov eax, page_table_base
  mov cr3, eax

  mov eax, cr0
  or eax, 0x80000000  ; 设置 PG 位
  mov cr0, eax

  ; 8. 跳入更高层的内核代码
  jmp start_kernel

  ; GDT 定义
align 4
gdt:
  dq 0x0000000000000000  ; GDT[0] = NULL
  dq 0x00CF9A000000FFFF  ; GDT[1] = KERNEL CODE
  dq 0x00CF92000000FFFF  ; GDT[2] = KERNEL DATA

gdt_pointer:
  dw gdt_pointer - gdt - 1  ; Limit
  dd gdt                     ; Base

page_table_base: equ 0x1000  ; 早期页表放在 0x1000
stack_top: equ 0x8000        ; 早期栈顶

总结

  • 实模式限制：1MB 地址空间，无内存保护
  • GDT：Global Descriptor Table，8-byte 段描述符，定义基址/限长/类型/特权级
  • 段选择子：16-bit = Index（×8）+ TI（0=GDT）+ RPL（请求特权级）
  • CR0.PE：开启保护模式（Protection Enable），从实模式切换到保护模式
  • Far Jmp：切换保护模式后必须 far jmp 刷新 CS，否则流水线还是旧的
  • CR0.PG：开启分页（Paging），虚拟地址通过页表翻译成物理地址

下篇预告（B05）：MMU（内存管理单元）是怎么把虚拟地址翻译成物理地址的？一级页表、多级页表、以及 TLB（Translation Lookaside Buffer）缓存。

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最后修改： 2024年9月21日

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