如何在DOS實(shí)模式下直接訪問整個4GB內(nèi)存空間

作為軟件開發(fā)人員，大多數(shù)對于保護(hù)模式都感到神秘和不易理解。本人在開發(fā)32位微內(nèi)核搶占式多線程操作系統(tǒng)過程中，深入了解到CPU的地址機(jī)理，在這里將分析CPU的工作原理，解開保護(hù)模式的神秘面紗，讀者將會發(fā)現(xiàn)保護(hù)模式其實(shí)與實(shí)模式一樣簡單和易于控制。在此基礎(chǔ)上用四五十行C語言程序做到進(jìn)出保護(hù)模式和在實(shí)模式之下直接訪問整個4GB內(nèi)存空間。

雖然有許多書籍對保護(hù)模式作解釋，但沒有一本能簡單明了地解釋清楚，冗長煩雜的術(shù)語讓人看著想打瞌睡，甚至還有許多用匯編寫的(可能根本不能運(yùn)行的)保護(hù)模式試驗(yàn)程序，事實(shí)上用C語言本身就可以做保護(hù)模式的進(jìn)出工作。

我們可能知道CPU上電后從ROM中的BIOS開始運(yùn)行，而Intel文檔卻說80x86CUP上電總是從最高內(nèi)存下16字節(jié)開始執(zhí)行，那么BIOS是處在內(nèi)存的最頂端64K(FFFF0000H)還是1M之下的64K(F0000H)處呢?事實(shí)上在這兩個地方都同時出現(xiàn)(可用后面存取4GB內(nèi)存的程序驗(yàn)證)。

為什么?為了弄清楚以上問題，首先要了解CPU是如何處理物理地址的?真的是在實(shí)模式下用段寄存器左移4位與偏移量相加，在保護(hù)模式下用段描述符中的基地址加偏移量而兩者是毫無關(guān)聯(lián)的嗎?答案是兩者其實(shí)是一樣的。當(dāng)Intel把80286推出時其地址空間變成了24位，從8086的20位到24位，十分自然地要加大段寄存器才行，實(shí)際上它們都被加大了，只是由于保護(hù)的原因加大的部分沒有被程序看見，到了80386之后地址又從24位加大到32位(80386SX是24位)。整個段寄存器如下圖所示：

@@12A08400.GIF;圖1@@

在8086中CPU只有“看得見部分”，從而也直接參與了地址形成運(yùn)算，但在80286之后，在“看不見部分”中已經(jīng)包含了地址值，“看得見部分”就退化為只是一個標(biāo)號再也不用參與地址形成運(yùn)算了。地址的形成總是從“不可看見部分”取出基址值與偏移相加形成地址。也就是說在實(shí)模式下當(dāng)一個段寄存器被裝入一個值時，“看不見部分”的界限被設(shè)成FFFFH，基址部分才是要裝入值左移4位，屬性部分設(shè)成16位0特權(quán)級。這個過程與保護(hù)模式時裝入一個段存器是同理的，只是保護(hù)模式的“不可見部分”是從描述表中取值，而實(shí)模式是一套固定的過程。

對于CPU在形成地址時，是沒有實(shí)模式與保護(hù)模式之分的，它只管用基址(“不可見部分”)去加上偏移量。實(shí)模式與保護(hù)模式的差別實(shí)際上只是保護(hù)處理部件是否工作得更精確而已，比如不允許代碼段的寫入。實(shí)模式下的段寄存裝入有固定的形成辦法從而也就不需要保護(hù)模式的“描述符”了，因此保持了與8086/8088的兼容性。而“描述符”也只是為了裝入段寄存器的“不可見部分”而設(shè)的。

從上面的“整個段寄存器”可見CPU的地址形成與“看得見部分”的當(dāng)前值毫無關(guān)系，這也解釋了為什么在剛進(jìn)入保護(hù)模式時后面的代碼依然被正確地運(yùn)行而這時代碼段寄存器CS的值卻還是進(jìn)入保護(hù)模式前的實(shí)模式值，或者從保護(hù)模式回到實(shí)模式時代碼段CS被改變之前程序是正常地工作，而不會“突變”到CS左移4位的地址上去，比如在保護(hù)模式時CS是08H的選擇器，到了實(shí)模式時CS還是08H但地址不會突然變成80H加上偏段量中去。因?yàn)榈刂返男纬刹焕頃渭拇嫫鳌翱吹靡姴糠帧钡漠?dāng)前值，這一個值只是在被裝入時對CPU有用。

地址的形成與CPU的工作模式無關(guān)，也就是說實(shí)模式與0特權(quán)級保護(hù)模式不分頁時是一模一樣的。明白了這一機(jī)理，在實(shí)模式下一樣可以處理通常被認(rèn)為只有在保護(hù)模式才能做的事，比如訪問整個機(jī)器的內(nèi)存?？梢圆槐乩頃Ｗo(hù)模式下的眾多術(shù)語，或者更易于理解，如選擇器就是“看得見部分”，描述符是為了裝入“不可見部分”而設(shè)的。

作為驗(yàn)證CPU的這種機(jī)理，這里寫了一個實(shí)模式下訪問4GB內(nèi)存的C程序。有一些書籍也介紹有同樣功能的匯編程序，但它們都錯誤地認(rèn)為是利用80386芯片的設(shè)計疏漏。實(shí)際上Intel本身就在使用這種辦法，使得CPU上電時能從FFFFFFF0H處開始第一條指令，這種技術(shù)在286之后的每一臺機(jī)器每一次冷啟動時都使用，只是我們不知道罷了。CPU上電也整個代碼段寄存器是這樣的：

@@12A08401.GIF;圖2@@

EIP=0000FFF0H

這樣CS∶EIP形成了FFFFFFF0H的物理地址，當(dāng)CPU進(jìn)行一次遠(yuǎn)跳轉(zhuǎn)重新裝入CS時，基址就變了。

為了訪問4G內(nèi)存空間，必須有一個段寄存器的“不可見部分”的界限為4G-1，基址為0，這樣就包含了4GB內(nèi)存，不必理會可見部分的值。顯然要讓段寄存器在實(shí)模式下直接裝入這些值是不可能的。唯一的辦法是讓CPU進(jìn)入一會兒保護(hù)模式在裝入了段寄存器之后馬上回到實(shí)模式。

進(jìn)入保護(hù)模式十分簡單，只要建好GDT把CRO寄存器的位0置上1，CPU就在保護(hù)模式了，從前面所分析CPU地址形成機(jī)理可知，這時不必理會寄存器的“看得見部分”值是否合法，各種段寄存器是一樣可用的，就像沒進(jìn)保護(hù)模式一樣。在把一個包含有4GB地址空間的值裝入某個段寄存器之后就可返回實(shí)模式。

預(yù)先可建好GDT如下：

unsigned long GDT-Table[]={0,0, //空描述符，必須為零0x0000FFFF,0xCF9A00, //32位平面式代碼段0x0000FFFF,0xCF9200 } , //32位平面式數(shù)據(jù)段只是為了訪問數(shù)據(jù)的話只要2個GDT就足夠了，因?yàn)椴]有重裝代碼段，這里給出3個GDT只是為了完整性。

通常在進(jìn)入保護(hù)模式時要關(guān)閉所有的中斷，把IDTR的界限設(shè)置為0，CPU自動關(guān)閉所有中斷，包括NMI，返回實(shí)模式后恢復(fù)IDTR并開中斷。

另外A20地址線的控制對于正確訪問整個內(nèi)存也很重要，在進(jìn)入保護(hù)模式前要讓8042打開A20地址線。

在這個例子里FS段寄存器設(shè)成可訪問4GB內(nèi)存的基址和界限，由于在DOS中很少有程序會用到GS、FS這兩個386增加的段寄存器，當(dāng)要讀寫4GB范圍中的任一個地方都可通過FS段來達(dá)到，直到FS在實(shí)模式下被重裝入沖掉為止。

這個例子在386SX、386DX、486上都運(yùn)行通過。例子里加有十分詳細(xì)的注釋，由于這一程序是用BC 3.1編譯連接的，而其連接器不能為DOS程序處理32位寄存器，所以直接在代碼中加入操作碼前綴0x66和地址前綴0x67，以便讓DOS實(shí)模式下的16位程序可用32位寄存器和地址。程序的右邊以注釋形式給出等效的32位指令。要注意16位的指令中mov al, byte ptr [BX]的指令碼正好是32位的指令mov al, byte ptr[EDI]。

讀者可用這個程序驗(yàn)證BIOS是否同時在兩個區(qū)域出現(xiàn)。如果有線性定址能力的VESA顯示卡(如TVGA9440)還可進(jìn)一步驗(yàn)證線性顯示緩沖區(qū)在1MB之上的工作情況。

?

db 0x66

SHR AX,16 //SHR EAX,16

MOV word ptr pdescr-tmp [4],AX

//GDTR Base high16 bits

LGDT pdescr-tmp //Load GDTR

}

//****

//* Enter 32 bit Flat Protected Mode

//****

asm{

mov DX,0x10 // The Data32 Selector

db 0x66,0x0F,0x20,0xC0 // MOV EAX,CR0

db 0x66

MOV BX,AX // MOV EBX,EAX

OR AX,1

db 0x66,0x0F,0x22,0xC0

//MOV CRO,EAX // Set Protection enable bit

JMP Flsuh

} //Clear machine perform cache.

flush: // Now In