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CPU保护模式工作原理31

发布网友 发布时间:2023-11-16 07:03

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3个回答

热心网友 时间:2023-12-11 20:19

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?
对了,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,这就是众
所周知的“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/LDT}
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
存中的位置。在80x86系列中引入了两个新寄存器GDR和LDR,其中GDR用于
表示GDT在内存中的段地址和段限(就是表的大小),因此GDR是一个48
位的寄存器,其中32位表示段地址,16位表示段限(最大64K,每个描述
符8字节,故最多有64K/8=8K个描述符)。LDR用于表示LDT在内存中的位
置,但是因为LDT本身也是一种数据段,它必须有一个描述符,且该描述
符必须放在GDT中,因此LDR使用了与DS、ES、CS等相同的机制,其中只
存放一个“选择子”,通过查GDT表获得LDT的真正内存地址。
对了,还有中断要考虑,在80x86系列中为中断服务提供中断/陷阱描
述符,这些描述符构成中断描述符表(IDT),并引入一个48位的全地址
寄存器存放IDT的内存地址。理论上IDT表同样可以有8K项,可是因为80x86
只支持256个中断,因此IDT实际上最大只能有256项(2K大小)。

第五:新要求---任务篇
前面介绍了保护模式的基本问题,也是核心问题,解决了上面的问题,
程序就可以在保护模式下运行了。
但众所周知80286以后在保护模式下实现了对多任务的硬件支持。我
的第一反应是:为什么不在实模式下支持多任务,是不能还是不愿?
思考之后,我的答案是:实模式下能实现多任务(也许我错了:))。
因为多任务的关键是有了描述符,可以给出关于数据段的额外描述,如权
限等,进而在这些附加信息的基础上进行相应的控制,而实模式下缺乏描
述符,但假设我们规定各段的前2个字节或若干字节用于描述段的附加属性,
我觉得和使用描述符这样的机制没有本质区别,如果再附加其他机制...
基于上述考虑,我更倾向于认为任务是独立于保护模式之外的功能。
下面我们来分析一下任务。任务的实质是什么呢?很简单,就是程序嘛!!
所谓任务的切换其实就是程序的切换!!
现在问题明朗了。实模式下程序一个接一个运行,因此程序运行的
“环境”不必保存;保护模式下可能一个程序在运行过程中被暂停,转而执行
下一个程序,我们要做什么?很容易想到保存程序运行的环境就行了(想
想游戏程序的保存进度功能),比如各寄存器的值等。
显然这些“环境”数据构成了一类新的数据段(即TSS)。延用前面的思路,
给这类数据段设置描述符(TSS描述符),将该类描述符放在GDT中(不能
放在LDT中,因为80x86不允许:)),最后再加一个TR寄存器用于查表。
TR是一个起“选择子”作用的寄存器,16位。
好了,任务切换的基本工作就是将原任务的“环境”存入TSS数据段,更
新TR寄存器,系统将自动查GDT表获得并装载新任务的“环境”,然后转到新
任务执行。

热心网友 时间:2023-12-11 20:19

分实际情况,600个同时不限连接数上网的话,怎么都会比较慢。
如果只是用户数600,这些用户都随机上网或不上的话,那么3845是应该够了的,
我是说在一个实际的企业环境中,3845足够带600用户,
如果P2P应用比较多,那么得看你的*带宽了,一般来说3845够了。
刚刚在一个企业实施过3845带600个计算机,速度很快。
如果不放心,可以增加内存会强点

热心网友 时间:2023-12-11 20:19

保护模式
操作系统接管CPU后.
会使CPU进入保护模式.
这时候可以发挥80x86的所有威力..
包括权限分级.内存分页.等等等等各种功能
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