原文标题：CPU Rings, Privilege, and Protection
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原文发布时间：Aug 20th, 2008
您可能在直觉上知道，在 Intel x86 计算机上应用程序的能力是有限的，只有操作系统代码才能执行某些任务，但您知道这是什么原理吗？在这篇文章里，我们来看看 x86 特权级别（privilege levels），操作系统和 CPU 会协作来形成保护机制，来限制用户态（user-mode）程序的执行。CPU 有 4 个特权级别，从 0 (最高特权)到 3 (最低特权)，主要有 3 种资源被保护:内存、I/O 端口和执行某些机器指令的能力。在某一时刻，x86 CPU 都在特定的特权级别上运行，这决定了哪些代码可以做什么，哪些不能做什么。这些特权级别通常被描述为保护环，最里面的环对应最高特权。大多数现代 x86 内核只使用两个特权级别，0 和 3:
x86 保护环
在众多机器指令中，大约有 15 条指令被 CPU 限制为 ring 0 权限才能执行。其他许多指令也会对其操作数做限制。如果允许用户模式下运行止血指令，可能会破坏保护机制，引发混乱，所以这些指令保留给内核使用。试图在 ring 0 外运行它们会导致通用保护（general-protection）异常，比如一个程序使用无效内存地址时。同样，对内存和 I/O 端口的访问也会基于特权级别进行限制。但在我们了解保护机制之前，让我们先看看 CPU 是如何跟踪当前的特权级别的，这涉及到之前帖子中的段选择器（segment selectors）。它们是这样的:
数据段选择器和代码段选择器
数据段选择器的所有 16 位内容会被代码直接加载到各种段寄存器中，比如 ss(堆栈段寄存器)和 ds(数据段寄存器)。其中包括被 Requested Privilege Level (RPL) 字段，我们将稍微处理它的含义。然而，代码段寄存器(cs)是不可思议的。首先，它的内容不能直接由加载指令(如 mov)设置，而只能由改变程序执行流程的指令(如 call)设置。其次，对我们来说很重要的一点是，cs 不是一个可以通过代码设置的 RPL 字段，而是一个由 CPU 自身维护的 Current Privilege Level（CPL） 字段。代码段寄存器中的 2 位 CPL 字段总是等于 CPU 当前的特权级别。英特尔的文档在这个问题上有点摇摆不定，有时在线文件也会混淆这个问题，但事实如此。在任何时候，无论 CPU 中发生了什么，cs 中的 CPL 字段都会告诉你当前运行代码的特权级别。
请记住，CPU 特权级别与操作系统用户无关。 无论您是 root 用户、管理员、游客还是普通用户，都没有关系。所有的用户代码在 ring 3 特权级别下运行，所有的内核代码都在 ring 0 特权级别中运行，无论代码代表哪个操作系统用户使用。有时，某些内核任务可以被推到用户态下运行，例如 Windows Vista 中用户态设备驱动程序，但这些只是为内核执行任务的特殊进程，通常可以在没有重大后果的情况下被终止。
由于对内存和 I/O 端口的访问限制，在不调用内核的情况下，用户态程序几乎不能与外界做任何交互。它无法打开文件、发送网络数据包、打印到屏幕上或分配内存。用户进程运行在由零环之神（the gods of ring zero）设置的非常有限制的沙盒中。这就是为什么通过设计，可以保证一个进程不可能泄漏其使用之外的内存，或者在它退出后留下打开的文件。所有控制这些东西的数据结构——内存、打开的文件等，都不能被用户代码直接触及;一旦进程完成，沙盒就会被操作系统内核清除。这就是为什么我们的服务器可以一直正常运行 600 天——只要硬件和内核不出问题，里面的东西可以永远运行。这也是 Windows 95 / 98 经常崩溃的原因:这不是因为“M$ sucks”，而是因为为了兼容性的原因，重要的数据结构可以被用户态程序访问。尽管这种做法代价高昂，在当时这可能是一种很好的权衡。
CPU 在两个关键点上保护内存:当一个段选择器被加载时，以及当一个内存页被一个线性地址访问时。因此，当分段和分页都涉及到时，会内存地址转换来做保护。当一个数据段选择器被加载时，会进行以下检查:
x86 分段保护
由于更高的数字意味着更小的特权，因此上面的 MAX()选择 CPL 和 RPL 中特权最低的，并将其与描述符特权级别(DPL)进行比较。如果 DPL 更高或相等，则允许访问。RPL 背后的想法是允许内核代码使用降低的权限来加载一个段。例如，可以使用 RPL 为 3 来确保用户态代码可以访问该段。堆栈段寄存器 ss 例外，对于它，CPL、RPL 和 DPL 三者必须完全匹配。
事实上，段保护几乎不重要，因为现代内核使用一个平坦的地址空间，用户态的段可以达到整个线性地址空间。当一个线性地址转换成一个物理地址时，有用的内存保护是在分页单元中完成的。内存页是一个连续的字节块，由页表项（page table entry）描述，页表项里包含两个与保护相关的字段:一个 supervisor 标志位和一个 read/write 标志位。supervisor 标志位是内核主要是用的 x86 内存保护机制。当 supervisor 标志位为 1 时，该页不能从 ring 3 访问。虽然 read/write 标志位在限制特权方面没有那么重要，但它仍然很有用。当加载一个进程时，存储二进制 image(代码)的页面被标记为只读，因此如果程序试图写入这些页面，就会捕获一些指针错误。在 Unix 中，这个标志也用来实现在 fork 进程时的写时复制（copy on write） 机制。在 fork 时，父进程的页面被标记为只读，并与 fork 出的子进程共享。当子进程试图写入这个页面时，CPU 就会触发一个错误，让内核知道此时要复制这个页面，并将其标记为可写入。
最后，我们需要一种方法让 CPU 在特权级别之间切换。如果 ring 3 的代码可以将控制权转移到内核中的任意位置，那么就很容易通过跳转到错误的(对的?)位置来颠覆操作系统。有控制的控制权转移是必要的。这是通过门描述符（gate descriptors）和 sysenter 指令来实现的。门描述符一种类型的段描述符，它有四种子类型:call-gate 描述符、interrupt-gate 描述符、trap-gate 描述符 以及 task-gate 描述符。call-gate 提供了一个内核入口点，可以与普通的调用和 jmp 指令一起使用，但是它们使用的不多，所以我先忽略它们。task-gate 也不是那么热门(在 Linux 中，它们只用于由内核或硬件问题引起的双重错误)。
这样就剩下了两个:interrupt-gate 和 trap-gate，它们被用来处理硬件中断(例如，键盘，定时器，磁盘)和异常(例如，页面错误，除零)。我将两者都称为”中断”这些门描述符存储在中断描述符表 Interrupt Descriptor Table (IDT) 中。每个中断被分配一个 0 到 255 之间的数字，称为向量，当处理器在找应该用哪个 gate 描述符来处理中断时，处理器就是通过把这个数字作为索引到 IDT 中找到该 gate 描述符的。interrupt-gate 和 trap-gate 几乎相同。它们的格式如下所示，以及在中断发生时强制执行的特权检查。为了让这个例子更具体，我还放上了一些 Linux 内核里的变量名。
中断描述符及其特权检查
gate 里的 DPL 字段和段选择器都被用来控制访问，而且段选择器加上偏移量（offset）一起确定中断处理程序代码的入口点。内核通常在这些 gate 描述符中为内核代码段使用段选择器。一个中断永远不能将控制从高特权的环转移到低特权的环。特权要么保持不变(当内核本身被中断时)，要么提高(当用户模式代码被中断时)。在这两种情况下，得到的 CPL 将等于目标代码段的 DPL;如果 CPL 发生切换时，堆栈也会发生切换。如果一个中断是由代码通过诸如int n这样的指令触发的，那么需要额外的一次检查: gate DPL 必须与 CPL 具有相同或更低的权限，这可以防止用户的代码随机触发中断。如果这些检查失败——你猜对了——就会发生一个通用保护（general-protection）异常。所有的 Linux 中断处理程序最终都会在 ring 0 中运行。
Linux 内核在初始化时会先在 setup_idt()中设置一个 IDT，设置时忽略中断。然后它使用 include/asm-x86/desc.h 中的函数来填充 arch/x86/kernel/traps_32.c 中的常见的 IDT 条目。在 Linux 中，名称中带有“system”的 gate 描述符可以从用户态中访问，它的 set 函数使用 DPL 为 3。“system gate”是用户态可访问的一种 Intel trap gate。另外，硬件中断门不是在这里设置的，而是在适当的驱动程序中设置的。
用户态可访问三个 gate: 中断向量 3 和 4 分别用于调试和检查数值溢出。然后为 SYSCALL_VECTOR 设置一个 system gate，对于 x86 架构来说是 0x80。这是进程将控制转移到内核、进行系统调用的机制。从 Pentium Pro 开始，sysenter 指令作为一种更快的系统调用方式而被引入。它依赖于特殊用途的 CPU 寄存器，用于存储内核系统调用处理程序的代码段、入口点和其他细节。当 sysenter 被执行时，CPU 不会进行特权检查，而是立即进入 CPL 0，并将新的值加载到代码寄存器和堆栈寄存器(cs, eip, ss, esp)。只有 ring 0 可以用 sysenter 来设置寄存器，这是在 enable_sep_cpu()中完成的。
最后，当需要返回到 ring 3 时，内核发出 iret 或 sysexit 指令，分别从中断和系统调用返回，从而退出 ring 0，并恢复 CPL 为 3 的用户代码的执行。Vim 告诉我，我将接近 1900 个单词，所以 I/O 端口保护的事情我隔天再说。我们关于 x86 环和保护的旅程就此结束。感谢你的阅读!
我的翻译感想：
最近在学习 MIT 的一门研究生公开课——6.828 操作系统。关于这篇文章中提到的 IDT，这门课程也提供了很多资料，比如说这个x86 IDT。我在学习这门课程的过程想要搞懂 CPU 在特权级、保护方面的作用和原理，Intel 的技术手册是一个比较好的材料，但是不够简练，没法让我一下子就明白核心原理，而这篇文章关于这个话题写得还不错，故花了一个下午的时间把它翻译为中文。
一个比较有趣的地方在于（也是我突然想明白的），当前运行程序的特权级的切换是通过一个叫做 gate 的东西来实现的。为什么要把它叫做 gate 呢？因为只有通过一个“门”才能走进/走出“高特权”的世界，无比形象。
总结下来，CPU 提供了一系列如中断、特权检查、分段、分页等功能，以及一些特殊的寄存器，操作系统通过巧妙地利用这些功能和寄存器来对用户态的程序进行隔离。如果想要深入研究这些主题，可以阅读阅读 Intel 的技术手册。
有很多材料值得阅读，我也贴出来：
Protection ring
Call gate (Intel)
Global Descriptor Table
Protected mode