物联网软件开发资讯 Linux从新学：x86 处理器如何进行-层层的内存保护？
在上一篇著作中物联网软件开发资讯，咱们一经凯旋的从实步地，过渡到了保护步地。
保护步地与实步地最本色的分裂即是：保护步地使用了全局神色符表，用来保存每一个方法(bootloader，操作系统，应用方法)使用到的每个段信息：启动地址，长度，以偏抓他一些保护参数。
这篇著作，咱们来看一下 bootloader 是如何来进行自我进化到保护步地的，然后深切看一下保护步地是如何对内存进行安全保护的。
作为配景学问，咱们先来看一下 x86 中的地址变换经由：
上期龙头开出奇数号码05，近10期龙头奇偶比7：3，本期龙头预测关注偶数号码，独胆参考08。
x86 处理器中的分页机制是不错被关闭的，此时线性地址就等于物理地址，这亦然咱们一直推断的情况。
下一篇著作，咱们就把 x86 中的分页机制绽放，并与 Linux 中的分段和分页机制进行对比。
实步地：bootloader 为方法打算段的基地址在之前的著作：Linux从新学06：16张结构图，澈底相识【代码重定位】的底层道理中，咱们推断了 bootloader 是如何把应用方法读取到内存中，终末跳入到方法的进口地址的。
这里所说的方法，不错是操作系统，也不错是应用方法。
底下这张图，是方法被加载到内存中之后，header 中的信息：
因为方法是被 bootloader 动态读取到内存中的，它是不知谈我方被放在内存中的什么位置，因此它也不知谈我方代码段、数据段、栈的启动地址。
然而，方法要想大约平常引申，就必须要知谈这些信息，那怎么办?
只须 bootloader 才能处理问题，因为是它来把方法从硬盘加载到内存中的。
因此，bootloader 在跳入方法的进口地址之前，必须把其中的代码段、数据段、栈段的基地址打算出来，然后写入到方法的 header 中，如下图所示：
这么的话，方法启动引申时，就不错从我方的 header 中获得到这 3 个段基地址，而况赋值给相应的寄存器，从而凯旋的引申方法。
也即是说：方法的 header 空间，充任了 bootloader 与它进行信圮绝互的弁言，用来传递 3 个段寄存器的基地址。
以上的这个经由，一直责任在实步地，因此就莫得段神色符什么事情。
在以后著作中，咱们还会看到在保护步地下，bootloader 仍然会运用 OS 的 header 空间，来传递段的索引号。然后 OS 运用这个段索引号，去查找 GDT 表，从而找到每一个段的基地址以偏抓他一些保护信息。
保护步地：bootloader 为我方创建段神色符bootloader 从 BIOS 接受系统之后，刚启动是运行在实步地下的。
当它完成一些准备责任之后，就不错参预保护步地了，也即是把 CR0 寄存器的 bit0 配置为 1。
这个准备责任中，最伏击的即是：成立 GDT 这个表，而况把 GDT 的启动地址，存储到寄存器 GDTR 中。
底下这张图，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 个段神色符：代码段、数据段和栈段。
详情 GDT 的地址在创建段神色符之前，需要先详情: 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。
按照处理器的条目，在第 1 个表项(称之为 item 或者 entry，每本书上王人不相通)必须为空神色符(index = 0)。
创建代码段神色符bootloader 的代码放在 0x0000_7C00 启动的地址，长度是 512B。
字据这些信息，就不错构造出代码段的神色符了：
创建数据段神色符bootloader 待会需要把操作系统或其他应用方法，从硬盘读取到内存中，举例：读取到 0x0002_0000 的位置。
那么 bootloader 就必须大约拜谒到这个位置，而况是以数据段的读写样貌。
为了运用一起的 4G 内存空间，bootloader 不错把这 4G 空间，物联网软件开发价格作为一个数据段来界说它的神色符，如下：
创建栈段神色符表面上，bootloader 不错使用内存中的轻易一块适意空间，来作为我方的栈。
因为栈在 push 操作的技艺，是向低地址标的增长的。
因此许多书本王人会把栈顶基地址配置为 bootloader 的启动地址，也即是 0x0000_7C00 地址处，而况把栈的空间大小斥逐在 4K 的界限。
字据以上这些信息，就不错创建出栈的段神色符，如下：
小程序开发当以上这几个段的神色符王人创建好之后，就不错把 GDT 的地址(0x0001_0000)，配置到 GDTR 寄存器中了。
终末，再把 CR0 寄存器的 bit0 配置为 1，就致密的参预保护步地来引申 bootloader 中背面的代码了。
段神色符是如何确保段的安全拜谒的? 段寄存器高速缓存参预保护步地之后，固然对段寄存器中内容的施展转换了，然而引申每一条提示，如故需要使用到这些段寄存器的: cs, ds, ss等等。
设想一下：每引申一条提示，王人会从逻辑地址中，获得到段索引号，然后去查找 GDT 表，从而定位到段的基地址。
全球王人知谈方法有个“局部性”道理，也即是伙同引申的代码，王人是聚会在一段伙同的方法空间中的。
这个伙同的方法空间，它们王人是在合并个代码段中，因此段的基地址王人是调换的，那么它们王人属于 GDT 中合并个代码段神色符所代表的段空间。
淌若每一条提示王人去查表，就会影响到方法的引申效果。
是以，处理器里面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：当引申一条提示的技艺，淌若它与上一条提示中的段索引号不同，才会字据新的段索引号到 GDT 中查找相应的段神色符表项。
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。
当延续引申背面的提示时，淌若逻辑地址中的段索引号莫得变化，处理器就顺利从高速缓存中读取段神色，从而幸免了查表操作，提高了系统效果。
对段寄存器自己的保护当逻辑地址中段寄存器的索引号转换时，就会字据新的索引号，到 GDT 中去查表。
天然了，这个索引号不行朝上 GDT 的界限。
当定位到某一个神色符表项之后，就启动进行一系列查验。
再来看一下每一个段神色符中 8 个字节的内容：
bit8 ~ bit11 界说了刻下这个段的类型。
假如: 咱们在切换代码段空间的技艺，不留神犯错，定位到了 GDT 中的一个数据段神色符表项，那么处理器就大约实时发现：
“刻下这个段神色符的类型是数据段，你却把它作为念代码段来使用，不容，杀无赦!”
因此，处理器就会隔绝把这个段神色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。
对段界限的查验在通过了第一层的段类型保护之后，还会延续对段的界限进行查验，这就要使用到逻辑地址中的偏移地址( EIP )了。
淌若偏移地址朝上了神色符中规矩的界限，那么就阐发发生诞妄了。
举例：在 bootloader 的代码段神色符中，最大的界限是 512B，淌若把 EIP 配置为 0x0000_1000，那就折服诞妄了。
因为这个地址根底就不属于代码段的空间界限。
关于数据段来说相比异常念念，因为咱们把数据段神色符的基地址配置为 0x0000_0000，段的界限是统共 4G 的空间，是以它不错对统共内存进行操作。
多想一步：
代码段亦然属于这 4G 空间，因此不错通过数据段，来改写代码段空间中的提示内容。
也即是说：淌若你想修改代码段的提示，顺利通过代码段来操作是不不错的。
因为代码段神色符中规矩了：代码段的内容只可被读取、引申，然而不行被写入。
此时，就不错匠心独具：代码段也放在 4G 的空间，那么就不错通过数据段的可写特质，来改写代码段中的提示。
物联网软件开发资讯
想一想 gdb 的调试经由，是不是就运用了这个道理?