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Linux之x86 处理器如何进行层层的内存保护?

放大字体 缩小字体 发布日期:2021-08-31 18:00:18   浏览次数:107
核心提示:2021年08月31日关于Linux之x86 处理器如何进行层层的内存保护?的最新消息:实模式:bootloader 为程序计算段的基地址保护模式:bootloader 为自己创建段描述符确定 GDT 的地址创建代码段的描述符创建数据段的描述符创建栈段的描述符段描述符


实模式:bootloader 为程序计算段的基地址

保护模式:bootloader 为自己创建段描述符

确定 GDT 的地址

创建代码段的描述符

创建数据段的描述符

创建栈段的描述符

段描述符是如何确保段的安全的?

段寄存器高速缓存

对段寄存器本身的保护

对段界限的检查

在上一篇文章中,我们已经顺利的从实模式,过渡到了保护模式。

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。

这篇文章,我们来看一下 bootloader 是如何来进行自我进化到保护模式的,然后深入看一下保护模式是如何对内存进行安全保护的。

作为背景知识,我们先来看一下 x86 中的地址变换过程:

x86 处理器中的分页机制是可以被关闭的,此时线性地址就等于物理地址,这也是我们一直讨论的情况。

下一篇文章,我们就把 x86 中的分页机制打开,并与 Linux 中的分段和分页机制进行对比。

实模式:bootloader 为程序计算段的基地址

在之前的文章:Linux从头学06:16张结构图,彻底理解【代码重定位】的底层原理中,我们讨论了 bootloader 是如何把应用程序读取到内存中,最后跳入到程序的入口地址的。

这里所说的程序,可以是操作系统,也可以是应用程序。

下面这张图,是程序被加载到内存中之后,header 中的信息:

因为程序是被 bootloader 动态读取到内存中的,它是不知道自己被放在内存中的什么位置,因此它也不知道自己代码段、数据段、栈的开始地址。

但是,程序要想能够正常执行,就必须要知道这些信息,那怎么办?

只有 bootloader 才能解决问题,因为是它来把程序从硬盘加载到内存中的。

因此,bootloader 在跳入程序的入口地址之前,必须把其中的代码段、数据段、栈段的基地址计算出来,然后写入到程序的 header 中,如下图所示:

这样的话,程序开始执行时,就可以从自己的 header 中获取到这 3 个段基地址,并且赋值给相应的寄存器,从而顺利的执行程序。

也就是说:程序的 header 空间,充当了 bootloader 与它进行信息交互的媒介,用来传递 3 个段寄存器的基地址。

以上的这个过程,一直工作在实模式,因此就没有段描述符什么事情。

在以后文章中,我们还会看到在保护模式下,bootloader 仍然会利用 OS 的 header 空间,来传递段的索引号。然后 OS 利用这个段索引号,去查找 GDT 表,从而找到每一个段的基地址以及其他一些保护信息。

保护模式:bootloader 为自己创建段描述符

bootloader 从 BIOS 接管系统之后,刚开始是运行在实模式下的。

当它完成一些准备工作之后,就可以进入保护模式了,也就是把 CR0 寄存器的 bit0 设置为 1。

这个准备工作中,最重要的就是:建立 GDT 这个表,并且把 GDT 的开始地址,存储到寄存器 GDTR 中。

下面这张图,是 bootloader 被加载到内存中的布局图:

bootloader 被加载到 0x0000_7C00 地址处。

它最少需要创建 3 个段描述符:代码段、数据段和栈段。

确定 GDT 的地址

在创建段描述符之前,需要先确定: 把 GDT 表放在内存中的什么位置?

暂且就把它放在 0x0001_0000 这个地址吧,距离零地址 64K 的位置。

按照处理器的要求,在第 1 个表项(称之为 item 或者 entry,每本书上都不一样)必须为空描述符(index = 0)。

创建代码段描述符

bootloader 的代码放在 0x0000_7C00 开始的地址,长度是 512B。

根据这些信息,就可以构造出代码段的描述符了:

创建数据段描述符

bootloader 待会需要把操作系统或其他应用程序,从硬盘读取到内存中,例如:读取到 0x0002_0000 的位置。

那么 bootloader 就必须能够访问到这个位置,并且是以数据段的读写方式。

为了利用全部的 4G 内存空间,bootloader 可以把这 4G 空间,作为一个数据段来定义它的描述符,如下:

创建栈段描述符

理论上,bootloader 可以使用内存中的任意一块空闲空间,来作为自己的栈。

因为栈在 push 操作的时候,是向低地址方向增长的。

因此很多书籍都会把栈顶基地址设置为 bootloader 的开始地址,也就是 0x0000_7C00 地址处,并且把栈的空间大小限制在 4K 的范围。

根据以上这些信息,就可以创建出栈的段描述符,如下:

当以上这几个段的描述符都创建好之后,就可以把 GDT 的地址(0x0001_0000),设置到 GDTR 寄存器中了。

最后,再把 CR0 寄存器的 bit0 设置为 1,就正式的进入保护模式来执行 bootloader 中后面的代码了。

段描述符是如何确保段的安全访问的? 段寄存器高速缓存

进入保护模式之后,虽然对段寄存器中内容的解释改变了,但是执行每一条指令,还是需要使用到这些段寄存器的: cs, ds, ss等等。

想象一下:每执行一条指令,都会从逻辑地址中,获取到段索引号,然后去查找 GDT 表,从而定位到段的基地址。

大家都知道程序有个“局部性”原理,也就是连续执行的代码,都是集中在一段连续的程序空间中的。

这个连续的程序空间,它们都是在同一个代码段中,因此段的基地址都是相同的,那么它们都属于 GDT 中同一个代码段描述符所代表的段空间。

如果每一条指令都去查表,就会影响到程序的执行效率。

所以,处理器内部就为每一个段寄存器,安排了一个高速缓存。

拿代码段寄存器 cs 来说:当执行一条指令的时候,如果它与上一条指令中的段索引号不同,才会根据新的段索引号到 GDT 中查找相应的段描述符表项。

查找到之后,就把这个表项的内容复制到 cs 寄存器的高速缓存中。

当继续执行后面的指令时,如果逻辑地址中的段索引号没有变化,处理器就直接从高速缓存中读取段描述,从而避免了查表操作,提升了系统效率。

对段寄存器本身的保护

当逻辑地址中段寄存器的索引号改变时,就会根据新的索引号,到 GDT 中去查表。

当然了,这个索引号不能超过 GDT 的界限。

当定位到某一个描述符表项之后,就开始进行一系列检查。

再来看一下每一个段描述符中 8 个字节的内容:

bit8 ~ bit11 定义了当前这个段的类型。

假如: 我们在切换代码段空间的时候,不小心犯错,定位到了 GDT 中的一个数据段描述符表项,那么处理器就能够及时发现:

“当前这个段描述符的类型是数据段,你却把它当做代码段来使用,禁止,杀无赦!”

因此,处理器就会拒绝把这个段描述符复制到代码段的高速缓存中,从而对代码段寄存器进行了保护。

对段界限的检查

在通过了第一层的段类型保护之后,还会继续对段的界限进行检查,这就要使用到逻辑地址中的偏移地址( EIP )了。

如果偏移地址超过了描述符中规定的界限,那么就说明发生错误了。

例如:在 bootloader 的代码段描述符中,最大的界限是 512B,如果把 EIP 设置为 0x0000_1000,那就肯定错误了。

因为这个地址压根就不属于代码段的空间范围。

对于数据段来说比较有意思,因为我们把数据段描述符的基地址设置为 0x0000_0000,段的界限是整个 4G 的空间,所以它可以对整个内存进行操作。

多想一步:

代码段也是属于这 4G 空间,因此可以通过数据段,来改写代码段空间中的指令内容。

也就是说:如果你想修改代码段的指令,直接通过代码段来操作是不可以的。

因为代码段描述符中规定了:代码段的内容只能被读取、执行,但是不能被写入。

此时,就可以另辟蹊径:代码段也放在 4G 的空间,那么就可以通过数据段的可写特性,来改写代码段中的指令。

想一想 gdb 的调试过程,是不是就利用了这个道理?

在文末的推荐阅读中,就有一篇文章来介绍 gdb 的调试原理,有兴趣的小伙伴可以看一下。

------ End ------

至此,我们对保护模式下,段描述符的相关内容,就全部讨论结束了,不知道对你是否有帮助。

在准备这篇文章的时候,我特意看了一下 《深入理解 Linux 内核》这部书的第二章:"内存寻址"部分的内容。

书中直接把 x86 处理器中实模式和保护模式的寻址方式作为结论告诉我们了,但是并没有具体的讲解其中的原理。

如果把之前的这几篇文章都理解了,再去看 Linux 内核的相关书籍,就不会那么吃力了。

Linux 虽然很复杂,但是它也是建立在处理器所提供的基本功能上的。

就像顶尖的乒乓球运动员许昕,打出那么多匪夷所思的神仙球,并不总是妙手偶得,而是建立在他们平时严格、机械、枯燥的日常训练,所练就的扎实的基本功。

如果没有这些坚实的基本功作为支撑,任何高级的花式技巧都只能是昙花一现。

学习也是一样!


 
关键词: 寄存器 代码 地址


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