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コンピューティングにおいて、保護モード（保護仮想アドレスモードとも呼ばれる）[1]は、 x86互換の中央処理装置（CPU）の動作モードです。このモードでは、システムソフトウェアがセグメンテーション、仮想メモリ、ページング、安全なマルチタスクなどの機能を使用できるようになります。これらの機能は、オペレーティングシステムによるアプリケーションソフトウェアの制御を強化するために設計されています。[2] [3]
x86保護モードをサポートするプロセッサの電源が投入されると、以前のx86プロセッサとの下位互換性を維持するために、リアルモードで命令の実行を開始します。 [4]保護モードに入るには、システムソフトウェアが1つの記述子テーブルを設定し、制御レジスタ0（CR0）の保護有効（PE）ビットを有効にする必要があります。[5]
保護モードは、1982年にIntelの80286 （286）プロセッサのリリースとともにx86アーキテクチャに初めて追加され、 [6]その後1985年に80386 （386）のリリースで拡張されました。 [7]保護モードによって追加された機能強化により、保護モードは広く採用されるようになり、x86（IA-32）アーキテクチャに対するその後のすべての機能強化の基礎となりましたが、[8]追加された命令や新しいレジスタなどの機能強化の多くは、リアルモードにもメリットをもたらしました。
歴史
最初のx86プロセッサであるIntel 8086は、その派生型であるIntel 8088と同様に、メモリ用に20ビットの アドレスバスを持っていました。 [9]これにより、1メガバイトに相当する220バイトのメモリにアクセスできました。[9]当時、1メガバイトは比較的大きなメモリ量と考えられていたため、[10] IBMパーソナルコンピュータの設計者は、最初の640キロバイトをアプリケーションとオペレーティングシステムが使用するために予約し、残りの384キロバイトをBIOS （基本入出力システム）とアドオンデバイス用のメモリに割り当てました。[11]
メモリのコストが下がり、メモリ使用量が増加するにつれて、1MBの制限は重大な問題となった。Intelは286のリリースで他の制限とともにこの制限を解決するつもりだった。[11]
286の
286でリリースされた初期のプロテクトモードは広くは使用されなかった。[11]たとえば、Coherent (1982年から)、[12] Microsoft Xenix (1984年頃) [13] Minixで使用された。[14]プロセッサをリセットせずにリアルモードに切り替えることができないため、BIOSおよびDOS呼び出しができないなど、いくつかの欠点が広範囲での使用を妨げた。[15]さらに、286では4つのセグメントレジスタでアドレス指定された64キロバイトのセグメントでのみメモリアクセスが可能であり 、つまり一度にアクセスできるのは4 × 64 KB、つまり256 KBのみであったため、普及は妨げられた。[11]プロテクトモードでセグメントレジスタを変更すると、6バイトのセグメント記述子がメモリからCPUにロードされるため、セグメントレジスタロード命令に数十プロセッササイクルかかり、8086や8088よりも大幅に遅くなった。したがって、128キロバイト(2 つのデータ セグメントの合計サイズ)を超えるデータ構造にアクセスするためにセグメント アドレスをオンザフライで計算するという戦略は 、8086 と 8088 でそれを習得した少数のプログラマーにとっても非現実的になりました。
286 は、電源投入時に最初にリアル モードに入ることで、8086 および 8088 との下位互換性を維持しました。 [4]リアル モードは、8086 および 8088 と実質的に同じように機能し、これらのプロセッサ用の既存のソフトウェアの大部分を新しい 286 で変更せずに実行できます。リアル モードは、保護モードを設定できるより基本的なモードとしても機能し、一種の鶏が先か卵が先かの問題を解決しました。286 の拡張機能にアクセスするために、オペレーティング システムは、保護モードでのメモリ アクセスを制御するメモリ内にいくつかのテーブルを設定し、それらのテーブルのアドレスをプロセッサのいくつかの特殊レジスタに設定してから、プロセッサを保護モードに設定します。これにより、24 ビットのアドレッシングが可能になり、プロセッサは 2 24 バイト、つまり 16 メガバイトのメモリにアクセスできるようになりました。[9]
386 の
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1985年の386のリリースにより、[7]以前の保護モードの広範な採用を妨げていた多くの問題が解決されました。[11] 386は32ビットのアドレスバスサイズでリリースされ、2 32バイト、つまり4ギガバイトのメモリアクセスが可能になりました。[16]セグメントサイズも32ビットに増加され、複数のセグメントを切り替えることなく4ギガバイトのアドレス空間全体にアクセスできるようになったことを意味します。[16]アドレスバスとセグメントレジスタのサイズの増加に加えて、運用上のセキュリティと安定性を向上させる目的で、他の多くの新機能が追加されました。[17]現在、保護モードは、 Microsoft Windows、Linuxなど、x86アーキテクチャで実行されるほぼすべての最新のオペレーティングシステムで使用されています。[18]
さらに、286の保護モードがマルチユーザーDOSのニーズを満たせなかったことから、インテルは別の仮想8086モードを追加し[19]、複数の仮想化された8086プロセッサを386上でエミュレートできるようにしました。しかし、保護モード自体を仮想化するために必要なハードウェアx86仮想化は、さらに20年待たなければなりませんでした。[20]
保護モードへの 386 の追加
386のリリースにより、保護モードに以下の機能が追加されました。[2]
- ページング
- 32ビットの物理および仮想アドレス空間（32ビットの物理アドレス空間は、80386SXや、古い286バスを使用する他の386プロセッサバリアントには存在しません。 [21]）
- 32ビットセグメントオフセット
- リセットせずにリアルモードに戻す機能
- 仮想8086モード
保護モードの開始と終了
386 がリリースされるまで、プロテクト モードでは、プロテクト モードに入った後、リアル モードに直接切り替える方法がありませんでした。IBMは、キーボード コントローラ経由で CPU をリセットし、システム レジスタ、スタック ポインタ、および多くの場合、割り込みマスクをリアルタイム クロック チップの RAM に保存するという回避策を考案しました( IBM AT で実装)。これにより、BIOS は CPU をリセット前の状態と同様の状態に復元し、コードの実行を開始できるようになりました。 [説明が必要]その後、トリプル フォールトを使用して 286 CPU をリセットするようになりました。これは、キーボード コントローラ メソッドよりもはるかに高速でクリーンな方法です (IBM AT 互換ハードウェアに依存せず、あらゆるシステムのあらゆる 80286 CPU で機能します)。
保護モードに入るには、まずグローバル記述子テーブル(GDT) を最低 3 つのエントリ (ヌル記述子、コード セグメント記述子、データ セグメント記述子) で作成する必要があります。IBM 互換機では、CPU が 1 メガバイトを超えるメモリにアクセスできるように、A20 ライン(21 番目のアドレス ライン) も有効にする必要があります (Intel 8088 ベースの IBM PCおよびPC/XTモデル用に作成された古いソフトウェアとの互換性を保証するために、電源投入後は最初の 20 ラインのみを使用できます)。[22]これらの 2 つの手順を実行した後、CR0 レジスタの PE ビットを設定し、ファー ジャンプを実行してプリフェッチ入力キューをクリアする必要があります。[23] [24]
; MASM プログラム
; 保護モードに入る (PE ビットを設定)
mov EBX , CR0 ; 制御レジスタ 0 (CR0) を EBXまたはEBXに保存, PE_BIT ; OR 演算によって PE ビットを設定し、EBX に保存mov CR0 , EBX ; EBX を CR0 に保存し直す
; プリフェッチキューをクリアします。(ファージャンプ命令 jmp を使用)
jmp CLEAR_LABEL CLEAR_LABEL:
386のリリースにより、セグメントレジスタにリアルモード値をロードし、A20ラインを無効にし、CR0レジスタのPEビットをクリアすることで保護モードを終了できるようになりました。286で必要な初期セットアップ手順を実行する必要はありません。 [25]
特徴
保護モードには、セキュリティとシステムの安定性を高めるために、アプリケーションソフトウェアに対するオペレーティングシステムの制御を強化するために設計された多くの機能があります。[3]これらの追加機能により、オペレーティングシステムは、適切なハードウェアサポートがなければ非常に困難または不可能な方法で機能できるようになります。[26]
特権レベル
保護モードでは、0から3までの4つの特権レベルまたはリングがあり、リング0が最も特権が高く、リング3が最も特権が低い。リングを使用すると、システムソフトウェアはタスクによるデータへのアクセス、ゲートの呼び出し、特権命令の実行を制限できます。[27]ほとんどの環境では、オペレーティングシステムと一部のデバイスドライバーはリング0で実行され、アプリケーションはリング3で実行されます。[27]
リアルモードアプリケーションの互換性
Intel 80286プログラマーズリファレンスマニュアルによると、[28]
80286 は、ほとんどの 8086 および 80186 アプリケーション プログラムと上位互換性を維持しています。ほとんどの 8086 アプリケーション プログラムは、保護モードで 80286 上で再コンパイルまたは再アセンブルして実行できます。
アプリケーションプログラマにとって、リアルモードコードとのバイナリ互換性、最大16MBの物理メモリへのアクセス、1GBの仮想メモリが、最も明らかな変更点でした。[29]ただし、制限がないわけではありません。アプリケーションが以下のいずれかの技術を利用したり、それに依存したりした場合、アプリケーションは実行されません。[30]
- セグメント演算
- 特権命令
- ハードウェアへの直接アクセス
- コードセグメントへの書き込み
- データの実行
- 重複するセグメント
- BIOS割り込みがIntelによって予約されているため、BIOS機能を使用する[31]
実際には、ほとんどすべてのDOSアプリケーションプログラムはこれらの規則に違反していました。[32]これらの制限のため、386では仮想8086モードが導入されました。このような潜在的な障害にもかかわらず、 Windows 3.0とその後継製品では、リアルモードとのバイナリ互換性を利用して、Windows 2.xではリアルモードで実行されていた多くのWindows 2.x（Windows 2.0およびWindows 2.1x）アプリケーションをプロテクトモードで実行できます。[33]
仮想8086モード
386のリリースにより、保護モードはIntelのマニュアルで仮想8086モードと呼ばれるものを提供するようになりました。仮想8086モードは、セキュリティやシステムの安定性を損なうことなく、8086用に以前に書かれたコードを変更せずに他のタスクと同時に実行できるように設計されています。[34]
ただし、仮想 8086 モードは、すべてのプログラムと完全に下位互換性があるわけではありません。セグメント操作、特権命令、ハードウェアへの直接アクセス、または自己変更コードの使用を必要とするプログラムは、オペレーティングシステムによって処理される必要がある例外を生成します。 [35]さらに、仮想 8086 モードで実行されるアプリケーションは、入出力(I/O)を伴う命令の使用でトラップを生成し、パフォーマンスに悪影響を与える可能性があります。[36]
これらの制限により、8086 上で動作するように設計された一部のプログラムは、仮想 8086 モードで実行できません。その結果、システム ソフトウェアは、レガシー ソフトウェアを扱う際に、システム セキュリティまたは下位互換性のいずれかを犠牲にせざるを得なくなります。このような妥協の例としては、 Windows NTのリリースが挙げられます。Windows NT では、「動作不良」の DOS アプリケーションに対する下位互換性が失われました。[37]
セグメントアドレス指定
リアルモード
リアルモードでは、各論理アドレスは物理メモリ位置を直接指し、すべての論理アドレスは 2 つの 16 ビット部分で構成されます。論理アドレスのセグメント部分には、16 バイトの粒度でセグメントのベースアドレスが含まれます。つまり、セグメントは物理アドレス 0、16、32、...、2 20 − 16 から開始できます。論理アドレスのオフセット部分には、セグメント内のオフセットが含まれます。つまり、アドレスライン A20が有効な場合は物理アドレスは、physical_address = segment_part × 16 + offset として計算され、A20 がオフの場合は (segment_part × 16 + offset) mod 2 20として計算されます。[説明が必要]すべてのセグメントのサイズは 2 16 バイトです。
保護モード
保護モードでは、segment_part は16 ビットのセレクターに置き換えられ、上位 13 ビット (ビット 3 からビット 15) には記述子テーブル内のエントリのインデックスが含まれます。次のビット (ビット 2) は、操作が GDT で使用されるか LDT で使用されるかを指定します。セレクターの下位 2 ビット (ビット 1 とビット 0) を組み合わせて要求の権限を定義します。0 と 3 の値はそれぞれ最高権限と最低権限を表します。つまり、下位 3 ビットがゼロであれば、記述子テーブル内の記述子のバイト オフセットは 16 ビットのセレクターと同じになります。
記述子テーブル エントリは、セグメントの 実際の線形アドレス、セグメント サイズの制限値、およびいくつかの属性ビット (フラグ) を定義します。
286
記述子テーブル エントリ内のセグメント アドレスの長さは 24 ビットなので、物理メモリの各バイトをセグメントの境界として定義できます。記述子テーブル エントリ内の制限値の長さは 16 ビットなので、セグメントの長さは 1 バイトから 2 16バイトまでです。計算された線形アドレスは物理メモリ アドレスと同じです。
386
記述子テーブル エントリ内のセグメント アドレスは 32 ビットに拡張されるため、物理メモリのすべてのバイトをセグメントの境界として定義できます。記述子テーブル エントリ内の制限値は 20 ビットに拡張され、粒度フラグ (略して G ビット) で完了します。
- G ビットがゼロの場合、制限の粒度は 1 バイトになります。つまり、セグメント サイズは 1、2、...、2 20バイトになります。
- G ビットが 1 の場合、制限の粒度は 2 12バイトです。つまり、セグメント サイズは 1 × 2 12、2 × 2 12、...、2 20 × 2 12バイトになります。ページングがオフの場合、計算された線形アドレスは物理メモリ アドレスと等しくなります。ページングがオンの場合、計算された線形アドレスはページングの入力として使用されます。
386 プロセッサもアドレス オフセットに 32 ビット値を使用します。
286 保護モードとの互換性を維持するために、新しいデフォルト フラグ (略して D ビット) が追加されました。コード セグメントの D ビットがオフ (0) の場合、このセグメント内のすべてのコマンドはデフォルトで 16 ビット コマンドとして解釈されます。オン (1) の場合、32 ビット コマンドとして解釈されます。
セグメント記述子エントリの構造
| 80286 セグメント記述子 | ||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||
| ||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||
| 80386 セグメント記述子 | ||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||
| ||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||
どこ：
- A はアクセスされたビットです。
- R は読み取り可能ビットです。
- C（ビット42）はXに依存する：[38]
- X = 1の場合、 C は適合ビットであり、どの特権レベルがこのセグメントにファージャンプできるかを決定します (特権レベルを変更せずに)。
- C = 0の場合、 DPLと同じ権限レベルを持つコードのみがここにジャンプできます。
- C = 1の場合、 DPLに対して同じかそれより低い権限レベルを持つコードはここにジャンプする可能性があります。
- X = 0の場合、 C は方向ビットです。
- C = 0の場合、セグメントは大きくなります。
- C = 1の場合、セグメントは下方向に成長します。
- X = 1の場合、 C は適合ビットであり、どの特権レベルがこのセグメントにファージャンプできるかを決定します (特権レベルを変更せずに)。
- Xは実行可能ビットである: [38]
- X = 1の場合、セグメントはコード セグメントです。
- X = 0の場合、セグメントはデータ セグメントです。
- Sはセグメントタイプビットであり、システムセグメントの場合は通常クリアされる。[38]
- DPL は記述子特権レベルです。
- P は現在のビットです。
- D はデフォルトのオペランド サイズです。
- G は粒度ビットです。
- 80386 記述子のビット 52 はハードウェアでは使用されません。
ページング
386 では、仮想 8086 モードの追加に加えて、保護モードにページングも追加されました。[39]ページングにより、システム ソフトウェアは、メモリのセクションであるページへのタスクのアクセスを制限および制御できます。多くのオペレーティング システムでは、ページングを使用して各タスクに独立した仮想アドレス空間を作成し、1 つのタスクが別のタスクのメモリを操作するのを防ぎます。ページングにより、ページをプライマリ ストレージから、ハードディスク ドライブなどの低速で大容量のセカンダリ ストレージに移動することもできます。 [40]これにより、プライマリ ストレージで物理的に使用可能なメモリよりも多くのメモリを使用できます。 [ 40 ]
x86 アーキテクチャでは、ページ ディレクトリとページ テーブルという 2 つの配列を通じてページを制御できます。元々、ページ ディレクトリは 1 ページ分 (4 キロバイト) のサイズで、1,024 個のページ ディレクトリ エントリ (PDE) を含んでいましたが、その後の x86 アーキテクチャの強化により、より大きなページ サイズを使用できるようになりました。各 PDE には、ページ テーブルへのポインタが含まれています。ページ テーブルも元々は 4 キロバイトのサイズで、1,024 個のページ テーブル エントリ (PTE) を含んでいました。各 PTE には、実際のページの物理アドレスへのポインタが含まれており、4 キロバイトのページが使用される場合にのみ使用されます。一度にアクティブに使用できるページ ディレクトリは 1 つだけです。[41]
マルチタスク
286 で導入されたリング、特権呼び出しゲート、およびタスク状態セグメント(TSS) の使用により、x86 アーキテクチャでプリエンプティブ マルチタスクが可能になりました。TSS を使用すると、汎用レジスタ、セグメント セレクタ フィールド、およびスタックをすべて、他のタスクに影響を与えることなく変更できます。また、TSS を使用すると、タスクの特権レベルと I/O ポートのアクセス許可を他のタスクから独立させることができます。
多くのオペレーティングシステムでは、TSSの完全な機能は使用されていません。[42]これは通常、移植性の問題やハードウェアタスクスイッチによって生じるパフォーマンスの問題が原因です。 [42]その結果、多くのオペレーティングシステムはハードウェアとソフトウェアの両方を使用してマルチタスクシステムを作成します。[43 ]
オペレーティングシステム
OS/2 1.xなどのオペレーティング システムは、プロセッサをプロテクト モードとリアル モードの間で切り替えようとします。リアル モードのプログラムはコンピュータを簡単にクラッシュさせる可能性があるため、この方法は遅く、安全ではありません。OS/2 1.x は、ファミリ APIまたはバインドされたプログラムをリアル モードまたはプロテクト モードのどちらでも実行できるようにする制限的なプログラミング ルールを定義します。初期のUnixオペレーティング システム、OS/2 1.x、および Windows の一部では、このモードが使用されていました。
Windows 3.0 は、リアル モード プログラムを 16 ビット プロテクト モードで実行できました。プロテクト モードに切り替えると、リアル モードで使用されていた単一の特権レベル モデルが保持されるようになりました。そのため、Windows アプリケーションと DLL は割り込みをフックしてハードウェアに直接アクセスできます。これは、Windows 9xシリーズでも変わりません。Windows 1.x または 2.x プログラムが適切に記述され、セグメント演算を回避していれば、リアル モードとプロテクト モードの両方で同じように実行されます。Windows プログラムは、通常、セグメント演算を回避します。これは、Windows がソフトウェア仮想メモリ スキームを実装し、プログラムが実行されていないときにプログラム コードとデータをメモリに移動するためです。したがって、絶対アドレスを操作するのは危険です。プログラムは、実行されていないときにのみメモリ ブロックへのハンドルを保持する必要があります。Windows 3.0 がプロテクト モードで実行されているときに古いプログラムを起動すると、Windows をリアル モードで実行するか、アプリケーションの更新バージョンを取得するように勧める警告ダイアログが表示されます。MEMORY パラメータを指定した MARK ユーティリティを使用して、正常に動作するプログラムを更新すると、このダイアログが表示されなくなります。一部の GUI プログラムを 16 ビット保護モードで実行し、他の GUI プログラムをリアル モードで実行することはできません。Windows 3.1では、リアル モードはサポートされなくなり、アクセスできなくなりました。
最近の 32 ビット オペレーティング システムでは、仮想 8086 モードは、アプリケーションの実行に引き続き使用されています。たとえば、DPMI互換のDOS エクステンダープログラム (仮想 DOS マシン経由) や Windows 3.x アプリケーション ( Windows on Windowsサブシステム経由)、およびOS/2 2.0 (およびそれ以降の OS/2) と 32 ビットWindows NTの特定のクラスのデバイス ドライバー(BIOS 機能を使用して画面解像度を変更する場合など)などです。これらはすべて 32 ビット カーネルの制御下にあります。ただし、64 ビット オペレーティング システム (ロング モードで実行) では、仮想 8086 モードがロング モードから削除されたため、このモードは使用されなくなりました。
参照
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ページング プロセスにより、オペレーティング システムは実際の物理メモリの制限を克服できます。ただし、ディスクへのデータの書き込みや取得に必要な時間のため、パフォーマンスに直接影響します。
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。CR3 レジスタによって示されるように、一度にアクティブにできるページ ディレクトリは 1 つだけです
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ソフトウェア タスク スイッチが人気なのは、ハードウェア タスク スイッチよりも高速な場合があるからです。Intel は実際にハードウェア タスク スイッチを開発したわけではなく、実装して動作を確認しただけで、そのまま放置しただけです。ソフトウェアを使用したマルチタスクの進歩により、この形式のタスク スイッチはハードウェア メソッドよりも高速になりました (最大 3 倍高速であるという意見もあります)。もう 1 つの理由は、Intel のタスク スイッチ方法はまったく移植性がないことです。
- ^ zwanderer (2004 年 5 月 2 日)。「ニュース: x86 のマルチタスクの説明 #1」。NewOrer。NewOrder。2007年 2 月 12 日のオリジナル(記事)からのアーカイブ。2007年 7 月 29 日取得。...
どちらも Intel プロセッサのタスク切り替え機能に依存していますが、その方法は異なります。
外部リンク
- 保護モードの基礎
- 保護モードの概要
- Intel アーキテクチャの保護モード操作の概要
- DOS から保護モードに入るための TurboIRC.COM チュートリアル
- 保護モードの概要とチュートリアル
- コード プロジェクト保護モード チュートリアル
- Akernelloader がリアルモードから保護モードに切り替わる