X86之操作系统之DPL,RPL,CPL

1、DPL,RPL,CPL 之间的联系和区别是什么？RPL和CPL是必须相同吗？如果相同，为什么要采用两个而不改用一个呢？

答：特权级是保护模式下一个重要的概念，CPL，RPL和DPL是其中的核心概念，查阅资料无数，总结如下：

简单解释：

CPL是当前进程的权限级别(Current Privilege Level)，是当前正在执行的代码所在的段的特权级，存在于cs寄存器的低两位。

RPL说明的是进程对段访问的请求权限(Request Privilege Level)，是对于段选择子而言的，每个段选择子有自己的RPL，它说明的是进程对段访问的请求权限，有点像函数参数。

而且RPL对每个段来说不是固定的，两次访问同一段时的RPL可以不同。RPL可能会削弱CPL的作用，例如当前CPL=0的进程要访问一个数
据段，它把段选择符中的RPL设为3，这样虽然

它对该段仍然只有特权为3的访问权限。

DPL存储在段描述符中，规定访问该段的权限级别(Descriptor Privilege Level)，每个段的DPL固定。当进程访问一个段时，需要进程特权级检查，一般要求DPL
>= max {CPL,

RPL}。下面打一个比方，中国官员分为6级国家主席1、总理2、省长3、市长4、县长5、乡长6，假设我是当前进程，级别总理 （CPL=2）,我去聊城市(DPL=4)考察(呵呵),我用省长的

级别(RPL=3 这样也能吓死他们:-))去访问,可以吧，如果我用县长的级别，人家就不理咱了(你看看电视上的微服私访，呵呵)，明白了吧！为什么采用RPL，是考虑到
安全的问题，

就好像你明明对一个文件用有写权限，为什么用只读打开它呢，还不是为了安全！

1). CPL要通过门(中断门，陷阱门，任务门，调用门)访问一个GDT中的描述符，必须有如下关系：

CPL <= DPL (门): 当前运行级不能低于门，如果是外部中断或CPU异常会免去这一判断

CPL >= DPL (描述符)：门只能是用于保持或提升运行级别，因此GDT的描述符中的DPL均为0。如果有提升，则需要进行堆栈切换，如下：

  运行级别不变的堆栈值：

  eflag

  cs

  eip

  error code

  运行级别改变的堆栈值：

  ss

  esp

  eflag

  cs

  eip

  error code

2). 各个门的DPL解释：
中断门: 用于硬件中断，DPL为0，不允许用户态直接使用int指令访问，硬件中断免去这一判断，因此可以在用户态响应中断，见set_intr_gate。

DPL0 陷阱门: 用于CPU异常，DPL为0，不允许用户态直接使用int指令访问，硬件中断免去这一判断，因此可以在用户产生CPU异常，见 set_trap_gate。

DPL3陷阱门: 用于系统调用，DPL为3，允许用户态直接使用int指令访问，这样才能通过int80访问系统调用，只有80号向量属于此门，见 set_system_gate。

调用门: DPL为3，允许用户态访问，和LDT一起使用，用于特殊场景，见set_call_gate。

 

全面解释：
RPL是段选择子里面的bit 0和bit 1位组合所得的值,但这里要首先搞清楚什么是段选择子，根据Intel 的文件（IA- 32 IntelR Architecture Software Developer's Manual,

Volume 3System Programming Guide）它是一个16Bit identifier （原文：A segment selector is a 16- bit identifier for a segment）. 但 identifier 又是什么.

identifier 可以是一个变数的名字 ( An identifier is a name for variables), 简单的说它可以就是一般意义的变数. 这里 16- bit identifier for a segment 可以就是一

个一般意义的16bit变数但同时要求对它的值解释的时候必须跟据Intel定下的规则---也就是bit 0和bit 1位的组合值就是RPL等等… 因此在程序里如果有需要的话你可以声明一个

或者多个变数来代表这些段选择子，这样的话你的程序在某一时刻就可以有很多段选择子，当然有那么多段选择子就有那么多RPL.可以这样说程序有 多少个是RPL是你怎样看待你自

己声明的变数. |

程序的CPL(CS.RPL)是CS register 里bit 0和bit 1 位组合所得的值.在某一时刻就只有这个值唯一的代表程序的CPL.

注：CS.RPL代表CS积存器中的Register Privilege Level,并不是一般所说的Request Privilege Level.  

    

而DPL是段描述符中的特权级, 它的本意是用来代表它所描述的段的特权级. 一个程序可以使用很多段(Data，Code，Stack)也可以只用一个code段等．在正常的情况下当程序的环

境建立好后，段描述符都不需要改变-----当然DPL也不需要改变．

一、对数据段和堆栈段访问时的特权级控制：

要求访问数据段或堆栈段的程序的CPL≤待访问的数据段或堆栈段的DPL，同时选择子的RPL≤待访问的数据段或堆栈段的DPL，即程序访问数 据段或堆栈段要遵循一个准则：只有相

同或更高特权级的代码才能访问相应的数据段 (这样才能保护数据不被随意更改，注意这里仅仅是数据段和堆栈段！). 这里，RPL可能会削弱CPL的作用，访问数据段或堆栈段时，

默认用CPU和RPL中的最小特权级去访问数据段，所以max {CPL, RPL} ≤ DPL，否则访问失败。

二、对代码段访问的特权级控制（代码执行权的特权转移）：

让我们先来记一些“定律”：

所有的程序转跳，CPU都不会把段选择子的RPL赋给转跳后程序的CS.RPL. (段选择子不过是一个给CPU的"引导"作用,具体讲解请各位看官浏览下我前面的保护模式下寻址
, 段选择

子在完成了引导作用后的工作就是进程跟新的段的瓜葛了，CPU与代码如何如何那跟段选择子一点儿都没有关系，所以段选择子的RPL不会给 CPL，记住，段选择子仅仅一个引导而已

！)

转跳后程序的CPL(CS.RPL)只会有下面的俩种可能

转跳后程序的CPL(CS.RPL) = 转跳前程序的CPL(CS.RPL) 

或转跳后程序的CPL(CS.RPL) =　转跳后程序的CodeDescriptor.DPL

 

以 Call 为例(只能跳到等于当前特权级或比当前特权级更高的段)：

怎样决定这两种选择，这就要首先知道转跳后程序的段是一致代码段还是非一致代码段.其实也很简单，规则如下：

如果能成功转跳到一致代码段, 转跳后程序的CPL(CS.RPL) = 转跳前程序的CPL(CS.RPL)，(转跳后程序的CPL继承了转跳前程序的CPL,
一致一致，翻译时一致含义就是这个意思！)

如果能成功转跳到非一致代码段, 转跳后程序的CPL(CS．RPL)　＝转跳后程序的Descriptor.DPL。(转跳后程序的CPL变成了该代码段的特权级.我在前面提到DPL是 段描述符中的特

权级, 它的本意是用来代表它所描述的段的特权级)

怎样才能成功转跳?

这里有四个重要的概念：

1)．段的保护观念是高特权级不找低特权级办事，低特权级找高特权级帮忙，相同的一定没问题.(这样想逻辑是没 错，事实对不对就不知道.)  也就是县长不找乡长，乡长不求农

民，反过来农民求乡长，乡长找县长.这个概念是最重要的。

2) 一致代码段的意义: 让客人很方便的利用主人(一致代码段)的东西为自己办事.但客人这身份没有改变 NewCS.RPL=OldCS.RPL所以只能帮自己办事。比方说乡长有一头牛，农民

可以借来帮自己种田，但不能种别人的田.但是如果你是乡长当然可以种乡里所有的田。

3) 非一致代码段的意义：主人(非一致代码段)可以帮客人但一定是用自己的身份 NewCS.RPL= DestinationDescriptorCode.DPL这里可能有安全的问题, 搞不好很容易农民变县长

。主人太顽固了一定要坚持自己的身份，有什么方法变通一下，来个妥协好不好。好的，它就是RPL的用处。

4) RPL: 它让程序有需要的时候可以表示一个特权级更低的身份Max(RPL,CPL)而不会失去本身的特权级CPL(CS.RPL)，有需要的时候是指要检查身份
的时候。事实上RPL跟段本身的

特权级DPL和当前特权级CPL没有什么关系,因为RPL的值在成功转跳后并不赋给转跳后的CS.RPL。

还是要问怎样才能成功转跳啦?这里分两种情况：

普通转跳（没有经过Gate 这东西）：即JMP或Call后跟着48位全指针（16位段选择子+32位地址偏移），且其中的段选择子指向代码段描述符，这样的跳转称为直接（普通）跳 转。

普通跳转不能使特权级发生跃迁，即不会引起CPL的变化，看下面的详细描述：

目标是一致代码段：

要 求：CPL(CS.RPL)>=DestinationDescriptorCode.DPL ，其他RPL是不检查的。

转跳后程序的 CPL(NewCS.RPL) = 转跳前程序的CPL( OldCS.RPL)

上面的安排就是概念１，２的意思(底特权的CPL找到了高特圈的 DPL办事，一致么，自然CPL不会变了)，此时，CPL没有发生变化，纵使它执行了特权级（DPL）较高的代码。若访问

时不满足要求，则发生异常。

    目标是非一致代码段：

要求：CPL(CS.RPL)=DestinationDescriptorCode.DPL　AND  RPL≤CPL(CS.RPL)

转跳后程序的CPL(NewCS.RPL) = DestinationDescriptorCode.DPL

上 面的安排就是概念３的意思和部分１的意思----主人(一致代码段)只帮相同特权级的帮客人做事。因为前提是CPL=DPL，所以转跳后程序的 CPL(NewCS.RPL) =

DestinationDescriptorCode.DPL不会改变CPL的值，特权级(CPL)也没有发生变化。如果访问时不满足前提 CPL=DPL，则引发异常。

通过调用门的跳转：当段间转移指令JMP和段间转移指令CALL后跟着的目标段选择子指向一个调用门描述符时，该跳转就是利用调用门的跳转。这 时如果选择子后跟着32位的地址偏

移，也不会被cpu使用，因为调用门描述符已经记录了目标代码的偏移。使用调门进行的跳转比普通跳转多一个步骤，即在访问调用门描述符时要将描 述符当作一个数据段来检查访

问权限，要求指示调用门的选择子的 RPL≤门描述符DPL，同时当前代码段CPL≤门描述符DPL，就如同访问数据段一样，要求访问数据段的程序的CPL≤待访问的数据段的DPL，同时

选择子的RPL≤待访问的数据段或堆栈段的DPL。只有满足了以上条件，CPU才会进一步从调用门描述符中读取目标代码段的选择子和地址偏移， 进行下一步的操作。

    从调用门中读取到目标代码的段选择子和地址偏移后，我们当前掌握的信息又回到了先前，和普通跳转站在了同一条起跑线上（普通跳转一开始就得到了目标代码的 段选择子

和地址偏移），有所不同的是，此时，CPU会将读到的目标代码段选择子中的RPL清0，即忽略了调用门中代码段选择子的RPL的作用。完成这一 步后，CPU开始对当前程序的CPL，目

标代码段选择子的RPL（事实上它被清0后总能满足要求）以及由目标代码选择子指示的目标代码段描述符中的DPL进行特权级检查，并根据情况进 行跳转，具体情况如下：

    目标是一致代码段：

    要求：CPL(CS.RPL)≥DestinationDescriptorCode.DPL ，RPL不检查，因为RPL被清0，所以事实上永远满足RPL≤DPL，这一点与普通跳转一致，适用于JMP和CALL。

          转跳后程序的CPL(NewCS.RPL) = 转跳前程序的CPL( OldCS.RPL)，因此特权级没有发生跃迁。

                          

    目标是非一致代码段：

    当用JMP指令跳转时：

    要求：CPL(CS.RPL)＝DestinationDescriptorCode.DPL　AND  RPL<= CPL(CS.RPL)（事实上因为RPL被清0，所以RPL≤CPL总能满足，因此RPL与CPL的关系在此不检查）。若不

满足要求则程序引起异常。转跳后程序的CPL(NewCS.RPL) = DestinationDescriptorCode.DPL

    因为前提是CPL=DPL，所以转跳后程序的CPL(NewCS.RPL) = DestinationDescriptorCode.DPL不会改变CPL的值，特权级也没有发生变化。如果访问时不满足前提CPL=DPL，则引

发异常。

    当用CALL指令跳转时：

    要求：CPL(CS.RPL)≥DestinationDescriptorCode.DPL（RPL被清0，不检查），若不满足要求则程序引起异常。

    转跳后程序的CPL(NewCS.RPL) = DestinationDescriptorCode.DPL

    当条件CPL=DPL时，程序跳转后CPL=DPL,特权级不发生跃迁；当CPL＞DPL时，程序跳转后CPL=DPL,特权级发生跃迁，这是我们当目前 位置唯一见到的使程序当前执行优先级

(CPL)发生变化的跳转方法，即用CALL指令+调用门方式跳转，且目标代码段是非一致代码段。

    总结：以上介绍了两种情况的跳转，分别是普通跳转和使用调用门的跳转，其中又可细分为JMP跳转和CALL跳转，跳转成功已否是由CPL，RPL和DPL 综合决定的。所有跳转都是

从低特权级代码向同级或更高特权级（DPL）跳转，但保持当前执行特权级(CPL)不变，这里有点难于区别为什么说向高特权级跳转，又说特权级 没变，这里“高特权级”是指目标

代码段描述符的DPL，它规定了可以跳转到该段代码的最高特权级；而后面的CPL不变才真正说明了特权级未发生跃迁。我们可以看到，只有用 CALL指令+调用门方式跳转，且目标代

码段是非一致代码段时，才会引起CPL的变化，即引起代码执行特权级的跃迁，这是目前得知的改变执行特权级的唯一办法，如果各位读者还知道其他 方法请留言告诉我。

    以上解释参考了OldLinux BBS的帖子http://www.oldlinux.org/cgi-bin/LB5000XP/topic.cgi?forum=18&topic=73&show=0

 

2、问：为什么全局描述符表GDT的第0项总是一个空描述符，而局部描述符表却不是这样？

    答：首先让我们先来熟悉一下概念。一个任务（Task ）通常会涉及多个段，每个段需要一个描述符号来描述（当然不是绝对的一对一关系，一个段也可以由多个段描述符来对

应，视具体应用而定），为了便于组织管理，80386把描述符组织成线性表。由描述符组成的线性表称为描述符表。在80386中有三种类型的描
述符表（Descriptor Table），分别

是全局描述符表 GDT（Global Descriptor Table）,局部描述符表（Local Descriptor Table）和中断描述符表
IDT（Interrupt Descriptor Table）。在整个系统中，全局描述

符表GDT和中断描述符表IDT只有一张，局部描述符表可以有若干张，每个任务可以有一张。

    在实模式下，逻辑地址是由段基址和段内偏移构成的。保护模式下，规则发生了很大变化，虚拟地址空间（相当于逻辑地址空间）中存储单元的地址由段选择子和段 内偏移两部分组成，与实模式相比，段选择子代替了原来的段基址。从本质上来讲，段选择子最终还是要转化成段基址，那么选择子是如何转化为段基址的呢？让我 们来看看选择子的结构和用法：

 

    段选择子长16位，其格式如上图所示。从图中可见，段选择子的高13位是描述符的索引值。所谓描述符索引是指描述符在描述符表中的序号。由于描述符总是8
个字节的，所以将描述符索引值逻辑左移3位即可得到对应描述符在描述符表中的偏移地址，再加上描述符表起始地址就可以确定描述符的位置，这算是一个小技
巧。段段选择子的第2位是引用描述符表指示位，标记为TI（Table Indicator）,TI=0表示该选择子指示的是全局描述符表GDT中的描述符，TI=1表示该选择子指示的是局部描述符表LDT中的描述符。第0和
第1位称

为 RPL（Request Privilege Level请求特权级），用于特权级控制，在上一个问题中有详细描述。通过段选择子，我们可以从GDT或 LDT中找到需要的段描述符，段描述符中存储着目标段的基址（起始地址），界限（段的范围）以及其他一些控制信息，由此，我们完成了段选择子到段基址的转
化。

 

    到这里，我们似乎离开题目太远了，请不要急，我们惟有将基本的概念陈述清楚，才能将问题回答透彻，那么现在开始回答问题。

 

    如前所述，描述符的线性表构成了GDT，LDT，IDT，这些描述符并非都是用来描述数据段或代码段的，有的可能用来指示一个任务，比如任务门描述符，用
于任务切换；有的用来指示子程序，比如调用门；还有的用来指示中断处理程序，如中断门、陷阱门等，当然，中断门和陷阱门只存在于IDT中。除此之外，由于 CPU把局部描述符表LDT也当作数据段来管理，所以要求每一个LDT都必须有相应的描述符存在于GDT中，暂且称之为LDT描述符。由此可见，GDT、
LDT和IDT是由各种不同种类的描述符排列构成的，他们的组成数据各不相同，作用也不同，唯一相同的是他们都是8字节的，都存于描述符表中，都用选择子 来定位（中断门和陷阱门用INT
指令后的数字来做描述符索引）。

    前面说到GDT和IDT是整个系统一张，而LDT可以每个任务独占一长，用于存储每个任务私有的段的信息，所以当任务发生切换时，LDT也要随之切 换，CPU中专门用一个16位的寄存器LDTR来存储当前任务的LDT在GDT中的描述符的选择子，以此来定位当前任务的LDT。同时也存在这么一种情 况，那就是一个任务使用的所有段都是系统全局的，它不需要用LDT来存储私有段信息，因此，当系统切换到这种任务时，会将LDTR寄存器赋值成一个空（全
局描述符）选择子，选择子的描述符索引值为0，TI指示位为0，RPL可以为任意值，用这种

方式表明当前任务没有 LDT。这里的空选择子因为TI为0，所以它实际上指向了GDT的第0项描述符，第0项的作用类似于C语言中NULL的用法，它虽然是一个描述符，但却只
起到到了标志的作用，规定GDT的第0项描述符为空描述符，其8个字节全为0，就是这个原因。如果把前面的空描述符选择子的TI位改为1，使之指向LDT
中的0号描述符，这样的选择子就不是空选择子，它指向的LDT中的0号描述符是可以正常使用的，也就是LDT中没有空描述符一说。