80x86保護模式下特權級轉移
阿新 • • 發佈：2019-01-31
80386搞的這個保護模式，最大的特點就是加入了安全檢查，不再像真實模式下那樣，程式程式碼可以隨意jmp，隨意call了，受到了特權級的約束，關於特權級的概念我看無數的資料，各種大牛的解釋，反覆理解了好多次，這回我要再次整理一下。
CPL：當前CPU正在處理的程式碼段的特權級，存放在當前cs暫存器和ss暫存器的低2位；
DPL：要跳轉過去的目的碼段的特權級，規定了能訪問該段的特權級的標準，存放在該段的段描述中；
RPL：請求特權級，是判斷一個跳轉是不是合法的第二個標準，也是必須的要有的，下文詳細解釋，存放在目標段選擇子中的低2位；
資料段堆疊段：訪問這兩個段的判斷，比較簡單，只要當前正在處理的程式碼段的CPL和RPL特權級都高於目標資料段或目標堆疊段的特權級就可以了，沒什麼好講的。
一致程式碼段：可以理解成核心中的程式碼，但是屬於核心中受保護級別比較低的那些程式碼，是核心專門提供給使用者程式訪問和呼叫的程式碼，它雖然是OS核心中的程式碼，特權級高，但允許被低特權級的使用者程式碼訪問。不過僅僅是被訪問，當前的CPL還是使用者程式碼段的CPL，不要期望核心程式碼的CPL，哈哈。
非一致程式碼段：這個就是普通使用者程式中定義的段，section/segment等，它只允許同特權級的程式碼相互跳轉。即使用者程式碼只能跳轉到使用者程式碼，核心程式碼也只能跳轉到核心程式碼。不要以為核心程式碼可以訪問使用者程式碼和使用者資料，這樣就很容易被搗蛋的人利用，使核心執行壞蛋寫的噁心程式碼，導致核心崩潰。
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下面詳細解答一些我在學習時遇到的問題
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1.有CPL和DPL進行判斷不就可以了嗎？為什麼還需要一個RPL呢？
因為當低許可權的使用者程式碼去呼叫高許可權的OS核心程式碼來訪問一個目標段時，由於CPU執行的是OS核心程式碼，所以CPL變成了作業系統的CPL，如果沒有RPL，那麼此時CPL許可權比任何使用者程式碼的許可權都高，也就可以去訪問任何資料，這就不安全了。所以引入RPL，讓它去代表訪問許可權，因此在檢查CPL的同時，也會檢查RPL.一般來說如果RPL的數字比CPL大(許可權比CPL的低)，那麼RPL會起決定性作用。
2.程式碼跳轉有幾種方式都是用什麼指令？
程式碼跳轉大概可以分為2類，一類是直接跳轉或者叫普通跳轉，一類是通過門描述符來跳轉。用jmp和call可以實現跳轉
3.什麼是跳轉什麼是訪問？
跳轉特指去執行目的碼段的程式碼去了，除了進行特權級檢查判斷是否合法外，還會改變CPL
訪問只是指去資料段或者堆疊段取資料，還是執行當前的程式碼，只進行特權級檢測，不改變CPL
4.直接跳轉的特性
直接跳轉不發生特權級的躍遷，即不改變CPL，具體如下：
| 程式碼段 | 要求 | 特權變化 |
| 一致程式碼段 | CPL >= DPL ，RPL不檢查，也說是一致程式碼段描述符中的DPL規定可以轉移到一致的程式碼段的最內層特權級（3級可以轉移到0級，而0級只能轉移到0級）。一致程式碼段描述符內DPL的這種解釋，正好與正常的DPL的解釋相反。這是為了提供對應用程式的共享支援，而不要求改變特權級。 | 轉跳後程序的CPL = 轉跳前程式的CPL |
| 非一致程式碼段 | CPL = DPL & RPL<= DPL | 轉跳後程序的CPL = 轉跳前程式的CPL |
5.利用門描述符跳轉的特性
這種方式，可以改變CPL。通過門描述符和call指令，可以實現從低特權級到高特權級的轉移，具體如下：
| 程式碼段 | 要求 | 特權變化 |
| 一致程式碼段 | CPL >= DPL ，RPL不檢查 | 因為RPL被清0，所以事實上永遠滿足RPL <= DPL，這一點與普通跳轉一致，適用於JMP和CALL。 轉跳後程序的CPL = 轉跳前程式的CPL，因此特權級沒有發生躍遷。 |
| 非一致程式碼段(JMP) | CPL = DPL （RPL被清0，不檢查） ,若不滿足要求則程式引起異常。 |
轉跳後程序的CPL = DPL, 因為前提是CPL=DPL，所以轉跳後程序的CPL = DPL不會改變CPL的值，特權級也沒有發生變化。如果訪問時不滿足前提CPL=DPL，則引發異常。 |
| 非一致程式碼段(CALL) | CPL >= DPL（RPL被清0，不檢查），若不滿足要求則程式引起異常。 | 轉跳後程序的CPL = DPL, 當條件CPL=DPL時，程式跳轉後CPL=DPL,特權級不發生躍遷；當CPL＞DPL時，程式跳轉後CPL=DPL,特權級發生躍 遷，這是我們當目前位置唯一見到的使程式當前執行優先順序(CPL)發生變化的跳轉方法，即用CALL指令+呼叫門方式跳轉，且目的碼段是非一致程式碼段。 |
當 段間轉移指令JMP和段間轉移指令CALL後跟著的目標段選擇子指向一個呼叫門描述符時，該跳轉就是利用呼叫門的跳轉。這時如果選擇子後跟著32位的地址 偏移，也不會被cpu使用，因為呼叫門描述符已經記錄了目的碼的偏移。使用調門進行的跳轉比普通跳轉多一個步驟，即在訪問呼叫門描述符時要將描述符當作 一個數據段來檢查訪問許可權，要求指示呼叫門的選擇子的 RPL≤門描述符DPL，同時當前程式碼段CPL≤門描述符DPL，就如同訪問資料段一樣，要求訪問資料段的程式的CPL≤待訪問的資料段的DPL，同時選擇子的RPL≤待訪問的資料段或堆疊段的DPL。只有滿足了以上條件，CPU才會進一步從呼叫門描述符中讀取目的碼段的選擇子和地址偏移，進行下一步的操作。
從呼叫門中讀取到目的碼的段選擇子和地址偏移後，我們當前掌握的資訊又回到了先前，和普通跳轉站在了同一條起跑線上（普通跳轉一開始就得到了目的碼的段選擇子和地址偏移），有所不同的是，此時，CPU會將讀到的目的碼段選擇子中的RPL清0，即忽略了呼叫門中程式碼段選擇子的RPL的作用。完成這一步後，CPU開始對當前程式的CPL，目的碼段選擇子的RPL（事實上它被清0後總能滿足要求）以及由目的碼選擇子指示的目的碼段描述符中的DPL進行特權級檢查，並根據情況進行跳轉。