Intel 80286工作模式

1. 实地址模式

系统开机CPU复位时，自动进入实地址模式，A23～A20自动置为0，以 A19～A0寻址1M的存储空间。

2. 虚地址保护模式

当机器状态字MSW的PE位置1时，进入保护模式。该模式主要针对在多任务机制中的存储管理。其有两个方面的含义：

虚地址 —— 应用程序可以寻址一个比实际物理地址空间(16M)大得多的虚存空间(1024M)。

保护 —— 对存储空间的(数据和程序的)保护，保障多任务机制。

保护模式下的寻址过程：为实现“虚地址”和“保护”两大功能，系统必须提供一种“机制”或“平台”或一个“中间环节”来实施并完成上述两大功能。而这个所谓“中间平台”的核心部分，就是传说中的描述子 (Descriptor)。

描述子的作用：刻划存储段的属性(比如一个段的保护属性)并提供虚地址到实地址转化的信息。描述子的引入，使存储器的构成就由单一的存储段，转变成了若干存储段和若干存储段的描述子构成，因此存储器的组织形式就由实地址模式的单一的“存储段”变为两级结构，即：（1）一系列可变长的段(1 ～ 64K)、（2）一系列的描述子。下图即为虚地址保护模式下寻址的顺序（从 ① 到 ④ ）。

所有的描述子都有特定的功能，所有Intel对其划分成了若干类：

按描述子的作用范围：局部描述子和全局描述子。

◆ 局部描述子：刻划某一个任务所要访问代码段或数据段的描述子, 作用于该任务所要访问的范围。这些描述子的的组合构成一个描述子表, 称为局部描述子表LDT。每个任务都有一个LDT。

◆ 全局描述子：作用范围涉及系统中所有的代码段和数据段。所有这些描述子的组合构成一个全局描述子表GDT。整个系统只有一个GDT。

从描述子的功能来划分：

◆ 数据/代码段描述子：用于刻划一个存放数据或代码的存储段的各种属性。比如该段的特权级、段限、读写属性、并提供从虚地址到实地址转换的信息。

◆ 门描述子：实现不同任务间的转换和同一任务的不同代码段之间的转移。

◆ 任务状态段描述子：系统中每一个任务都有一个任务状态段（类似于操作系统中，进程相应的PCB），由于任务状态段也是一个段，因此也有一个对应的描述子，称为任务状态段描述子。（门描述子和任务状态段描述子统称为系统描述子）

3. 描述子和选择子

（1）数据/代码段描述子

描述子是一个位于内存的数据结构, 用于描述所对应的(或所描述的)那个存储段的访问属性。这些属性包括：一个存储段可以被哪一特权级的任务访问、该段的大小、该段的读写/可执行权限、该段的基地址。如下：

BASE23～16 BASE15～0 ：描述子所描述的那个段的段基地址。

Limit (段限)：该段的最后一个字节的偏移量，指明了该段的大小。

A：该段是否被访问，该段已被访问过，则 A←1；该段未被访问过，则 A←0。该位与操作系统的时钟相结合，可进行段淘汰算法。

S：描述子类型，1 代表数据代码段描述子；0 代表系统描述子(如门描述子/任务状态段描述子)

DPL：共两位，规定可以访问该描述子所描述的那个段的任务的最低特权级。

P： 0 表示该描述子所描述的段不在物理空间；1 表示该描述子所描述的段在物理空间。

TYPE：由三位构成，即数据段(E, ED, W) 或代码段(E, C, R)。这个TYPE对所描述的存储段的具体属性有着极其重要的意义。

若该段为数据段，则 E=0，需要配合TYPE的ED和W。ED为0则段向上生长，所以要求偏移量小于Limit（段限）；ED为1则段向下生长，所以要求偏移量大于Limit（段限）；W为0则该数据段只能读，不能写；如果W为1则该数据段可读、可写。

若该段为代码段，则E=1，需要配合TYPE的C和R（ED变成了C，W变成了R）。C为0则非一致性代码段访问和被访问代码段特权级相同；C为1则一致性代码段访问和被访问代码段特权级可以不同；R为0则代码段只能执行，不能读；R为1代码段可以执行，也可以读。

综上，根据描述子中的内容和定义, 将保护模式下的寻址过程描述为：

前面所叙述的局部描述子表LDT，全局描述子表GDT和中断描述子表IDT，每个表都作为一个特殊的段存放在主存中。CPU提供三个寄存器存放描述子表的基地址，称为描述子表基地址寄存器（24位），分别为：LDTR、GDTR、IDTR 寄存器。

（2）选择子功能(程序给出)

80286进入保护模式以后，那几个段寄存器存放的再不是段基址了，而是一种用来定位段描述子的东西，叫做选择子。选择子主要扮演以下三个角色：

◆ 指明使用该选择子的任务的特权级

◆ 指明所要访问的描述子在描述子表中的偏移量（索引）

◆ 指明访问全局描述子表还是访问局部描述子

RPL：请求特权级，用以表示使用该选择子的任务的特权级。当前运行任务的特权级称为当前特权级CPL。一般有: RPL= CPL

TI：区分访问全局描述子还是局部描述子：TI为0——访问全局描述子；TI为1——访问局部描述子。

偏移量D15～D3：所要访问的描述子在描述子表中的偏移量。

（3）虚存空间的计算

◆ 总共可以访问的描述子的数量为2^13=8K (个描述子)

◆ TI位区分了全局描述子或局部描述子，因此可以访问的描述子的总数为：2×8K=16K

◆ 一个描述子对应一个存贮段，段的最大空间64K(2^16(limit))，因此可访问的最大存储空间(虚地址空间)为： 16K×64K=1000M=1G

由于在保护模式下访存时，首先需要访问选择子，再得到描述子。为了加快访问速度，避免二次访存，即每次访问存储器时都要通过访问描述子表而获得对应的段描述子，从80286开始，每个段寄存器都配备了一个高速缓冲寄存器，称之为段描述子高速缓冲寄存器（隐Cache）。当将一个选择子装入某个段寄存器时，处理器将自动从描述子表中取出相应的描述子，将描述子的信息保存到对应高速缓冲寄存器中。以后对该段进行访问时，处理器都使用对应高速缓冲寄存器中的描述子信息，从而不再从描述子表中取描述子。

隐Cache位于CPU内部，其内容随着段寄存器的修改而被重新装入,这种装入操作对程序员透明。

假设一个32位的虚地址：005E0100H，其中选择子为005EH=0000000001011110，低位补3个0，为0058H，作为访问LDT的偏移量；RPL=2（10）；TI=1，访问局部描述子。每个描述子为8个字节, 意味着选择子中的偏移量每增减一个单位, 应指向另一个描述子(偏移8个字节), 因此描述子在描述子表中偏移量的D2、D1、D0始终保持为0，增减一个单位均在D3上进行，以保证偏移8字节。虚地址的偏移量为0100H。

我们假设 LDTR=100000H

第一步：将描述子表基地址LDTR+选择子偏移量 =100000H+0058H=100058H

第二步：由物理地址100058H访问并得到相应的描述子，检查对该描述子访问的合法性(比较CPL和DPL)，假设DPL=3, 则CPL=RPL=2≤DPL(数值上)，访问是合法的。

第三步：由描述子中的访问权字段(TYPE)检查本次访问的访问权限，假设通过检查，将虚地址中的偏移量(即0100H)与描述子中的段限Limit进行比较，以确定访问是否越界，假设描述子中给出的段基地址位046000H, Limit=2000H, 有偏移量0100≤段限2000H，未越界。

第四步：形成物理地址046000+0100=046100H（24位），以此访问存储单元的物理地址，得到所需要的数据。

（4）门描述子

前面介绍了描述子和选择子，80286还有一个重要的概念是门描述子，用于中断控制和保护，以及任务之间的切换。注意，门描述子也是描述子的一种，但它并不用于描述某个存储段的属性，而是控制同一个任务内不同代码段之间的转移，或用于控制任务之间的切换。

门描述子有四种类型：调用门、中断门、自陷门、任务门。前三者是控制同一个任务内不同代码段之间的转移；后一个是控制任务之间的切换。

调用门 → 主程序调用子程序、转移指令

中断门 → 中断引起的代码段转移

自陷门 → 自陷引起的代码段转移。与中断门区别仅在于调用中断门时要将IF置0, 调用自陷门则不管IF标志。

门描述子的格式如下：

对比描述子，我们可以看到，字计数（5位）仅调用门使用；若是任务门，则目标代码段描述子的选择子表示TSS描述子的选择子；目标代码段的偏移量对任务门无效。

P为 0 表示该描述子内容无效；P为 1 表示该描述子内容有效；

TYPE为4表示调用门、为5表示任务门、为6表示中断、为7表示自陷门。

对任务门：任务门与任务状态段描述子一起, 控制任务之间的切换。

通过中断门/自陷门实现代码段转移调用的过程：

通过调用门实现代码段调用的过程：

先暂时把任务门放一放，这里说明几点问题：

[1] 流程中的地址转换过程，只要访问描述子，都需要作的保护性检查，比如仅当CPL≤DPL时转换过程才能继续往下进行。

[2] 为什么需要两次访问描述子(第一次是访问门描述子，第二次是访问目标代码段描述子)，就这个问题，我们来详细说一下。

在保护模式下, 同一任务的不同代码段, 也有不同的特权级, 意味着主调代码段与被调代码段可能处于不同的特权级, 因此需要指明目标代码段特权级, 并由此实现这同一任务的特权级的改变。

为实现特权级的改变, 通过 “门”这样一个描述子中提供目标代码段描述子的选择子, 该选择子的低2位(RPL)指明目标代码段的特权级。

[3] 中断/自陷/调用门的使用场合：

◆ 同级特权级之间转移：可以使用也可以不使用“门”。不使用意味着在指令中直接引用目标代码段描述子的选择子。

◆ 向更低特权级转移：可以使用也可以不使用调用门, 但不管使用与否, 都只能发生在RET或IRET两种情况。可以直接引用目标代码段描述子的选择子, 此时,该选择子中的RPL将成为新的CPL2。

◆ 向更高级转移：向更高特权级转移, 必须“门”来实现。举个例子，假设：源代码段的特权级为CPL1；目标代码段的特权级为CPL2；转换过程如下图所示：

我们可以看到，“门”为目标代码段提供了保护，如果不允许低优先级的代码来访问，我可以把我的“门”给关闭，即不设置对应的“门”。

[4] 任务门的存放位置

任务门与中断/自陷/调用门不一样，可在LDT、GDT和IDT任何一个表中。如果将任务门放在IDT表中, 即可以通过访问IDT表来访问任务门, 则可以达到由于中断而发生任务切换的目的。

（5）任务状态段描述子

任务状态段(Task State Segment 简称TSS)是Intel用于存放在任务被切换时刻的处理器现场的一个存储段。注意，它是一个段，跟代码段，数据段一样，而且每个任务都有一个TSS。TSS中的内容随着任务的执行不断发生变化。 TSS的内容主要包括：该任务断点各寄存器的内容，指向该任务的LDT选择子，任务在特权级0、1、2的堆栈指针以及指向前一个任务的TSS的选择子等。

[1] 任务切换的引起

任务切换可由JMP、CALL指令或中断(INT)指令，异常或外部中断引起。

JMP、CALL指令可以直接引用一个任务状态段, 也可以先引用一个GDT或LDT中的任务门, 再由任务门的目标选择子引用任务状态段而实现任务转换。

中断类的指令则必须先从IDT中引用任务门,再由任务门的目标选择子引用状态任务段而实现任务转换。IRET指令通过引用IDT中的任务门而返回到原任务中去。

[2] 任务切换方式

直接切换 —— 直接引用目标任务状态段描述子的选择子

同特权级之间或向更低的特权级切换, 可采用直接切换。直接切换方式不使用任务门，直接引用任务状态段描述子的选择子来访问TSS，以实现任务切换。如下图：

间接切换 —— 从引用任务门开始, 由任务门提供目标任务状态段描述子的选择子。间接切换则可以向任何特权级切换。需要使用任务门。

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