여긴 어디 난 누구

0. 페이징

가상기억장치를 같은 크기의 블록, 즉 페이지(page)로 나누어 사용하는 기법입니다.

• 프레임과 페이지

프레임은 물리 메모리를 일정한 크기로 나눈 블록이고, 페이지는 가상 메모리를 일정한 크기로 나눈 블록입니다. 페이지가 하나의 프레임을 할당 받아 물리 메모리에 위치함으로, 페이지는 알맹이, 프레임은 알맹이가 들어갈 틀이라고 생각하시면 쉽습니다. 프레임을 할당 받지 못한 페이지는 외부 저장장치, (하드디스크 등등)에 저장됩니다. 프레임과 페이지는 같은 크기로 관리됩니다.

• 페이지 테이블(page table)

페이지 테이블은 프로세스의 페이지 정보를 저장하고 있는 테이블입니다. 하나의 프로세스는 하나의 페이지 테이블을 가지고, 테이블은 페이지 번호를 뜻하는 색인과, 해당 페이지에 할당된 물리 메모리(프레임)의 시작주소를 의미하는 내용인 내용으로 구성됩니다.

• 페이지 테이블 엔트리

페이지 테이블 엔트리는(PTE : PageTable Entry)는 페이지 테이블의 레코드, 즉 각 항목으로 페이지 기본주소(Page base address)와 플래그 비트의 내용이 기록됩니다. 플래그 비트에는 접근 비트(페이지에 대한 접근이 있었는가?), 변경 비트(Dirty bit – 페이지 내용의 변경이 있었는가?), 현재비트(Present bit – 현재 페이지에 할당된 프레임이 있는가?), 읽기/쓰기 비트(Read/Write bit – 읽기/쓰기에 대한 권한을 표시)와 같은 내용이 기록됩니다.

• 페이지의 크기

페이지의 크기는 X86과 amd64에서는 4kb, ia64에서는 8kb를 가집니다.

• 동적 주소 변환

페이징 기법에서 동적 주소 변화는 다음과 같은 과정을 거칩니다.

페이징 기법이 적용된 시스템에서 가상주소는 순써쌍 v(p, d)로 나타나는데, p는 가상기억장치 내에서 참조될 항목이 속해있는 페이지 번호이고, d는 페이지 p 내에서 참조될 항목이 위치하고 있는 곳의 변위입니다.

1) 수행중인 프로세스가 가상 주소 V(p,d) 를 참조

2) 페이징 기법을 통해 페이지 p가 페이지 프레임 P' 에 있음을 알림

3) 실 주소 r = p' + d

1. 페이지 디렉토리와 페이지 테이블

페이징 기능을 사용하지 않았을 때 선형 주소는 물리주소와 같습니다. 그러나 페이징 기능을 사용하면, 논리 주소와 물리 주소의 사이에 선형 주소가 존재하고 따라서 주소를 변경해 주어야 합니다.

페이징을 사용하기 위해서 커널은 미리 페이지 디렉토리와 페이지 테이블을 만들어 놓아야 합니다.

1) 페이지 디렉토리

페이지 디렉토리는 1024개의 디렉토리 엔트리로 구성된 데이터 입니다. 시스템에 하나만 존재합니다. 각각의 디렉토리 엔트리에는 페이지 테이블의 첫 주소, 페이지 테이블의 포인터를 가지고 있습니다. 따라서 시스템에는 1024개의 페이지 테이블이 존재한다고 볼수 있습니다.

2) 페이지 테이블

각각의 페이지 테이블은 또 1024개의 페이지 테이블 엔트리를 가지고 있고 디렉토리 엔트리와 비슷한 구조를 가지고 있습니다. 페이지 테이블의 엔트리는 4KB의 물리 주소, 즉 페이지의 포인터를 가지고 있습니다.

페이지 디렉토리와 페이지 테이블은 다음과 같은 C언어 구문으로 나타낼 수 있습니다.

DWORD page[1024][1024];

전체 페이지 엔트리 수는 1024*1024 = 1MB 이고, 각각 4KB의 크기를 가지고 있어, 1mb*4kb = 4GB가 됩니다. 따라서 페이징을 사용하여 4GB 영역의 주소를 지정할 수 있습니다.

4GB영역을 모두 지정하기 위해서는 1024*4+1024*4= 16MB(각 엔트리가 32비트)의 영역이 메모리에 할당되고 유지되어야 합니다. 낭비가 될 수 있으므로, 페이지 테이블의 수를 조절합니다.

2. 선형주소를 물리주소로

세그먼트를 이용해 산출된 선형 주소는 1)최상위 10비트는 페이지 디렉토리에서 몇 번째 엔트리를 사용할지 결정하고, 2)그 다음 10비트는 페이지 테이블에서 몇 번재 엔트리를 사용할지 나타내며, 3)하위 12비트는 4KB 물리 페이지상에서 오프셋을 나타냅니다.

CR3 레지스터에는 페이지 디렉토리의 포인터가 저장되어 있습니다. 페이지 디렉토리의 포인터는 처음 페이지를 설정할 때 CR3 레지스터에 설정해 줍니다.

CPU는 프로그램에서 주소 지정을 하면 자동으로 세그먼테이션과 페이징을 수행하여 물리 주소를 계산 합니다. 위의 그림을 참고해주세요.

(1) 물리주소 계산

1) CR3를 참조하여 페이지 디렉토리 찾기

2) 주어진 선형 주소의 최상위 10비트를 참조하여 페이지 디렉토리의 엔트리 번호를 구해, 이 수에 4를 곱한 후 페이지 디렉토리의 포인터와 더해 페이지 디렉토리 내의 엔트리를 찾기

디렉토리 엔트리의 주소 = 선형주소의 최상위 10비트*4 + 페이지 디렉토리의 포인터

3) 찾아낸 엔트리를 참조하여 페이지 테이블의 물리 주소 찾기

4) 선형 주소의 중간 10비트를 이용하여 페이지 테이블 내의 엔트리 번호 찾기

5) 페이지 테이블에서 물리 페이지의 주소를 구하기

6) 선형 주소의 하위 12비트로 물리 페이지 내에서의 오프셋을 구하여 물리 주소에 접근

페이지 디렉토리 엔트리

페이지 테이블 엔트리

(1) 포인터

페이지 테이블의 포인터와 4KB 물리 페이지의 포인터는 각각 해당하는 물리주소의 4kb를 나눈 값이 들어갑니다. 페이지는 4kb 단위를 기본으로 동작하기 때문입니다. 따라서 페이지 디렉토리나 페이지 테이블, 4KB 물리 페이지는 0x1000단위, 즉 하위 12비트를 0으로 하는 주소에 위치해야 합니다.

(2) A 비트

커널 프로그램이 모든 엔트리의 A 비트를 조사하여 최근에 접근한 페이지나 접근되지 않은 페이지를 찾아냅니다. 페이지에 접근되면 CPU가 자동적으로 해당 엔트리의 A 비트를 1로 세트합니다(클리어는 커널 프로그램의 몫입니다.)

(3) U/S 비트

0으로 클리어 되어 있으면 페이지 테이블도, 4KB 물리 페이지도 커널만 사용할 수 있다는 뜻입니다.

(4) R/W

0으로 클리어 되어 있으면 페이지 테이블이나 4KB 물리 페이지는 읽기만 가능하다는 의미입니다.

(5)P비트

0으로 클리어 되어 있으면 물리 주소상에 페이지가 위치하고 있지 않다는 의미이고, 1이면 물리 주소에 위치하고 있다는 의미입니다.

3. 예시

(1) 선형 주소 0x10065

0x10065를 32비트 이진수로 나타내면 다음과 같습니다.

00000000000000010000000001100101

파란색 부분은 페이지 디렉토리 엔트리 번호이며,

붉은 색 부분은 페이지 테이블의 물리 페이지 엔트리 번호이고,

초록색 부분은 페이지에서의 오프셋입니다.

각각을 16진수로 나누면 다음과 같습니다.

0x0

0x10

0x65

1) CR3에서 페이지 디렉토리의 시작 주소를 구합니다.

2) 페이지 디렉토리의 주소에 페이지 디렉토리 엔트리 번호(선형주소의 상위 10비트)*4한 값을 더해줍니다. 0이므로 첫번째 엔트리가 될 것입니다.

3) 페이지 디렉토리에서 0번째 엔트리에 포함된 페이지 테이블의 주소를 참조하여 페이지 테이블을 찾습니다.

4) 페이지 테이블의 첫 주소에 0x10*4=64를 더하여 페이지 테이블 엔트리를 찾습니다. 0x10은 선형 주소의 가운데 10비트로, 페이지 테이블의 물리 페이지 엔트리 번호입니다.

5) 찾은 페이지 테이블 엔트리에서 4kb 물리 페이지의 첫 주소를 찾습니다.

6) 4KB 물리 페이지의 첫 주소에 0x65를 더하여 실제 물리 주소를 구합니다.

페이지 디렉토리와 페이지 테이블을 10비트로 접근 하는 이유는 1024*4=4069=4KB이기 때문입니다. 반면 페이지의 오프셋을 12비트를 이용하여 접근 하는 이유는 1byte 단위로 접근해야 하기 때문입니다. 따라서 다른 경우 (페이지 디렉토리 엔트리의 페이지 테이블 포인터와 페이지 테이블 엔트리의 4KB 물리 페이지 포인터)와 다르게 4도 곱하지 않습니다.

4. 페이지 폴트

RAM 상에 프로그램이 데이터를 쓸 장소가 없는 경우, 페이지 폴트가 발생됩니다. 이때 14번 인터럽트 핸들러가 실행되고, 커널은 페이지 교체 알고리즘에 따라 디스크의 특정 공간에 저장하고, IRET 명령으로 핸들러를 마친뒤 페이지 폴트가 발생했든 프로그램에게 돌아갑니다.

마찬가지로 RAM상에 프로그램이 찾는 페이지가 없을 경우 (4KB 물리 페이지 엔트리의 p 비트가 0일 때) 페이지 폴트를 발생시키고, 14번 인터럽트를 실행 시켜 디스크의 스왑 영역에서 해당 페이지를 찾아 RAM 상에 옮긴뒤, 다시 해당 프로그램으로 돌아갑니다.

A20 혹은 addressing line 20는 x86 컴퓨터 시스템에서 전자적인 시스템 버스로 이루어져있습니다.
8086에는 어드레스 라인이 20개 뿐이여서 0xFFFF:FFFF에서 최상위 1비트를 표현할 수 없었습니다.( 0xFFFF:FFFF, 즉 0x10FFEF가 100001111111111101111로 21자리이기 때문에)

따라서 8086에서 1MB(0x100000) 초과 범위의 주소는 0번지부터 다시 시작되어야 하고 주소가 겹치게 됩니다.

80286때부터 CPU에 Protected Mode가 도입되고, 어드레스 라인이 늘어나게 됩니다. 8086과 호환하게 위해, REAL 모드를 만들고, 20번을 8042(8086 당시의 키보드 컨트롤러)와 AND 게이트로 접속시킵니다.

A20과 연결된 키보드 컨트롤러의 핀이 0이 라면 항상 0이 되어, 주소가 제대로 전달되지 않을 것이며, 홀수 값인 주소(단위 MB)는 제대로 전달 되지 않아 사용할 수 없을 것입니다.

예) 키보드 컨트롤러의 A20 GATE가 항상 0일 때

0x100000 -> 100000000000000000000(2) -> 000000000000000000000(2) -> 0x0

0x200000 -> 1000000000000000000000(2) -> 1000000000000000000000(2) -> 0x200000

주소값의 20번째 비트를 0으로 바꿔보면 다음과 같이 값이 변경되는 것을 볼 수 있습니다. 짝수 MB 단위의 주소의 경우 20번째 비트가 항상 0이므로 변화가 없습니다.

따라서 32비트 커널에서 A20 게이트를 켜 주어야, 제대로 주소 전달을 할 수 있습니다.

A20 게이트를 켜 주기 위하여, 먼저 1)int 0x15를 사용하여 BIOS 함수를 호출하거나 2)8042 키보드 컨트롤러를 제어하거나 3) I/O 포트를 제어하는 방법이 있습니다.

1. 스택 영역을 사용한 태스크 스위칭

(1) 인터럽트를 위한 스택

1) 인터럽트가 시작되었을 때,  커널 스택 영역은 다음과 같이 데이터를 쌓습니다.

2) 유저 데이터 세그먼트 셀렉터 값을 스택에 저장

DS, ES, FS, GS에 유저 데이터 세그먼트 셀렉터 값이 존재하여, 이 값을 커널 데이터 세그먼트 셀렉터 값으로 바꾸어야 인터럽트 핸들러에서 데이터를 사용할 수 있습니다. 유저 데이터 세그먼트 셀렉터 값을 스택에 저장 한후, 커널 데이터 세그먼트 셀렉터 값으로 바꾸어 줍니다.

3) PIC을 초기화

4) 인터럽트 루틴 수행

여기서는 .This is the timer interrupt 라는 문자열을 표시하고, 첫번째 문자의 값을 1 증가 시킵니다.

여기 까지의 스택 모습은 다음과 같습니다

5) 인터럽트를 마치고 ret_from_int 함수로

Ret_from_int 함수에서는 인터럽트 핸들러가 유저 영역 실행 중에 발생 했는지 커널 영역 실행 중에 발생 했는지 알아보는 루틴으로 되어 있습니다.

ESP+52 (ESP+4*13)은 인터럽트 실행 전의 CS 값을 참조합니다. 이 값에 and 3을 하면 CS의 RPL 값을 알 수 있습니다.

마찬가지로 인터럽트 핸들러가 실행하고 난 뒤의 CS 값의 RPL을 구합니다.

이 두 값을 구하여 비교하고, 만약 스택에서 뽑아낸 CS의 값이 크다면 그 이전에 실행되던 태스크는 유저모드 태스크 이므로 태스크 스위칭을 위한 루틴 scheduler:로 점프하고,  작거나 같다면 커널 모드 루틴 실행 중에 인터럽트이므로 스택에 저장해 두었던 범용 레지스터, 데이터 세그먼트 셀렉터 모두를 POP하여 스택에서 꺼내고, IRET을 통해 EIP, Cs, Eflag를 스택에서 꺼낸다음, 인터럽트가 발생한 시점으로 돌아갑니다.

(2) 유저 모드 태스크를 위한 스택

각 유저 모드 태스크에 각각 실행하던 레지스터 값을 저장하기 위해 RAM 상에 스택을 가지고 있습니다. 이 스택은 커널 모드 스택이며, 유저 모드에서 실행되는 루틴은 실행되선 안됩니다.

1) 유저 프로그램을 위한 레지스터 저장 영역 예시

Times 63 dd 0 은 유저 태스크의 스택을 만들어 주는 영역입니다. 다음과 같이 스택이 생성됩니다.

라벨이 아래쪽에 지정되어 있는 것은 스택이여서, PUSH 될때 메모리의 작은 번지수를 향하여 진행되기 때문입니다.  스택의 아래부분에는 범용 레지스터들이 저장되는 공간이 있으며, POPAD 명령을 사용하여 메모리의 큰 번지수방향으로 내려가며 복구하게 됩니다.

데이터 세그먼트 셀렉터 부분은 순서대로 pop 하며 복구합니다.

그 위의 EIP, CS, EFLGAS, ESP, SS는 iret명령을 통해 한번에 CPU에 복구되게 됩니다.

이 소스에는 초기값으로 EIP 부분에 user_process1이 지정되어 있으며, 프로그램이 실행되면서 EIP 영역의 값이 계속 변할 것입니다. 이 영역은 태스크스위칭이 일어났을 때 처음으로 실행 해야하는 명령어가 저장되어 있는 부분입니다.

2) 유저 프로세스

다음 코드는 유저 프로세스의 예시입니다.

Int 0x80은 IDT의 0x80번째 있는 트랩 게이트를 이용하겠다는 의미입니다.

인터럽트 서비스 루틴의 코드의 일부입니다. 세그먼트 셀렉터 레지스터를 커널의 데이터 세그먼트 셀렉터로 설정하였습니다. 이 과정에서 eax를 사용하기 때문에, 스택에 eax를 옮겨놓고 작업이 끝나면 다시 꺼내서 eax에 저장합니다.

3) 태스크 스위칭

1) 태스크 스위칭 준비

다음 코드는 태스크 스위칭을 위해서 정의한 변수 선언입니다. 다음의 C언어 코드와 유사합니다.

TaskList에 유저 영역 태스크가 사용하는 레지스터 저장 영역의 포인터를 계속해서 넣어줍니다. (4byte 포인터이므로 4씩 더하면서 넣습니다)

2) 태스크 스위칭

현재 커널 영역에 저장된 모든 레지스터 값을 유저 모드 태스크의 스택 위에 있는 레지스터 저장 공간으로 복사를 합니다.  이를 구현하기 위해서 ESP 값(스택 포인터)를 ESI에 넣고 레지스터 저장 공간의 주소 포인터를 EDI에 넣은뒤 rep movsd로 값을 복사합니다.

이때, 커널 스택 영역에 저장된 레지스터 값은 이제 필요가 없어, ESP+68, 스택 포인터를 옮겨 원래대로 되돌립니다. 나중에 이 값은 덮어 씌여져 없어질 것입니다.

CurrentTask 변수는 포인터로 사용되는데, 이 값에 4를 더 한 뒤,  NumTask와 비교하여, 같으면 모든 태스크를 한 번씩 수행한 것으로 보아, CurrentTask 변수를 0으로 만들어 다시 처음부터 수행합니다. 그 다음 다음에 실행할 태스크의 레지스터영역의 주소를 ebx에 넣어줍니다.

3)TSS

TSS 영역을 하나만 사용하여, 인터럽트로 커널로 진입했을 때, ESP에 있는 포인터로 스택을 사용합니다. TSS 영역의 ESP0에 현재 ESP 값을 넣습니다.

ESP 값은 스택을 이용하여 태스크 스위칭을 하고 레지스터 값을 복원하기 위해 사용됩니다.

이와 같이 스택에 레지스터를 저장하고 복원하는 것을 반복하면서 태스크 스위칭이 이루어 집니다.

(POPAD, POP, iret 등등등)

3. 첫 태스크 실행

CurrentTask 변수를 이용하여 레지스터 저장 영역의 포인터를 꺼내, EBX에 넣고 sched 번지로 점프하여 레지스터 값을 복원하여 IRET 명령을 통해 첫 태스크를 실행합니다.

 하여 레지스터 값을 복원하여 IRET 명령을 통해 첫 태스크를 실행합니다.

1. 유저 모드 세그먼트

다음 코드는 유저 모드 세그먼트영역을 지정하는 디스크립터입니다.

유저 모드의 코드 세그먼트

유저모드의 데이터 세그먼트

이 디스크립터의 셀렉터 번호는 다음과 같이 나타냅니다.

3을 더하는 것은 세그먼트 셀렉터의 RPL 부분에 유저 모드를 뜻하는 권한 레벨 3을 넣어주겠다는 의미입니다.

세그먼트 디스크립터는5번, 6번째 위치에 있고, TI가 모두 0이므로 GDT에 존재함을 알 수 있습니다.

2. 콜게이트 설정

GDT에 콜 게이트 디스크립터를 만들었습니다.

커널 루틴의 오프셋 부분이 0으로 설정되어 있고, 이 부분은 Protected Mode로 들어오기 전에 다시 채워 넣을 것입니다. 미리 인수의 개수를 2로 지정하여 인수를 2개 사용합니다.

Printf의 오프셋은 0x00AD 입니다. (채워질 주소 값은 0x10000+0x00AD = 0x100AD)

Protected 모드로 들어온 후, 임의의 값을 tts_esp0에 넣어, 커널이 사용할 스택으로 지정합니다. 여기서는 일단 PM_Start의 주소를 지정 합니다. 스택은 거꾸로 자람으로 메모리의 주소 마이너스 방향으로 자라납니다 . PM_Start 위에는 더 이상 사용하지 않는 루틴이 존재하므로 사용해도 좋습니다.

3. 유저 모드로의 태스크 스위칭

유저 모드의 태스크를 실행시키겠습니다. Protected Mode로 들어와 TR 레지스터, TSS영역을 세팅 후, 유저모드 인 것 처럼 설정하여 IRET 명령을 통해 유저 모드의 태스크를 실행시킵니다.

(1) 세그먼트 셋팅 – 유저 데이터 영역 세그먼트로

데이터 관련 세그먼트에 UserDataSelector 값을 넣어줍니다.

현재 ESP 레지스터에는 커널 모드의 스택의 시작 주소를 지정하는 PM_Start가 저장되어 있으므로 유저 모드 스택으로 바꾸어 주기 위해 PM_Start-256 값을 지정합니다.

(2) 인터럽트에 걸린 것 처럼 스택을 채우기

인터럽트 루틴에서 유저 모드의 레지스터를 스택에 저장해놓았다가 수행을 마치고, 유저 모드로 돌아갈 때 다시 복귀 시킵니다. 인터럽트 루틴을 수행한 것은 아니지만, 그런 상황을 다음과 같이 재현하여, 유저 태스크를 실행시킬 것입니다.

Push 명령어로 다음과 같이 스택을 꾸며줍니다.

IRET으로 돌아갈 때 유저 모드에서 사용하는 SS 는 복구되지만 DS, ES, Fs, GS 셀렉터들은 값이 복구 되지 않아 미리 값을 채웠습니다.

EIP가 user_process 함수의 주소(오프셋)로 지정되어 있기 때문에 user_process를 실행합니다.

4. 콜게이트를 사용한 시스템 콜

커널 모드의 함수인 printf를 실행하기 위해 콜 게이트를 이용하여 시스템 콜을 합니다. 다음과 같이 스택이 만들어 집니다.

(1) 특권 레벨 3의 스택 : 인자2개

(2) 특권 레벨1 의 스택 :

Printf 함수에서는 먼저 esp(tss의 esp0)의 값을 ebp에 지정을 합니다. 프로그램 진행 중에 바뀔 esp 값을 복원하기 위해 백업해 둔 것입니다.

EBP+8을 하여 첫번째 인수인 문자열을 접근 할 수 있고, 두번째 인수는 EBP+12를 사용해 접근 할 수 있습니다.

CPU의 보호 레벨은 0~ 3, 4개로 실제로 쓰이는 것은 0과, 3 2개입니다. (숫자가 아닌 보안 수준이)낮은 레벨의 태스크가 높은 레벨의 데이터를 참조(3 레벨의 태스크가 0 레벨 태스크) 하면 일반 보호 에러(#GP)가 발생하게 됩니다.

1. CPU 보호 레벨

1) CPL(Current Priviliege level)

현재 실행되고 있는 태스크의 특권 레벨로, CS, SS 셀렉터 레지스터의 0, 1번째 비트에 있는 수 입니다. 프로그램이 다른 특권 레벨의 코드 세그먼트로 제어가 바뀌면 CPU는 CPL을 변경하게 됩니다.

2) DPL(Description Privilege Level)

디스크립터를 통해서 세그먼트 영역으로 접근할 때, 항상 CPL과 DPL을 비교하여 접근이 가능한지 불가능한지 판단이 이루어 지게 됩니다.

3) RPL(Requested Privilege Level)

콜게이트(낮은 특권 레벨에서 높은 특권 레벨의 루틴을 사용할 수 있게 하는 관문)을 통해 레벨 3인 프로세스가 특권 레벨 0에 해당하는 루틴을 실행할 때, 일시적으로 특권 레벨 0에 해당하는 데이터 영역에 접근할 수 있습니다. 이러한 현상을 사용하여 악용하는 것을 막기 위해 OS는 RPL 값을 사용합니다.

어떤 레벨의 프로세스가 루틴을 불러들였는지 기록하여, 낮은 특권 레벨이 루틴을 불렀을 때 높은 특권 레벨의 데이터 영역을 보호합니다.

2. 콜 게이트

콜게이트는 인터럽트, 예외와 마찬가지로 낮은 특권 레벨의 프로그램이 높은 특권 레벨로 변경되는 수단으로 사용됩니다. 하드웨어 인터럽트와 예외는 응용 프로그램과 상관 없이 특권 레벨이 변경되지만, 소프트웨어 인터럽트와 콜게이트는 낮은 특권 레벨의 프로그램에 따라 높은 특권 레벨의 루틴을 사용할 수 있습니다.

컴퓨터의 RAM, 하드디스크에 들어 있는 자료, 그리고 하드웨어 입출력 장치등은 커널에 의해서 관리되고 유저 프로그램은 커널의 루틴의 도움을 받아 이러한 자료들을 잠시 일부분 사용할 수 있습니다.

콜게이트도 GDT 테이블의 디스크립터로 처리되며, 낮은 특권 레벨의 프로그램이 높은 특권 레벨의 프로그램의 일부분을 사용하기 위한 창구입니다.

이 디스크립터를 GDT에 지정하고, 유저 프로그램은 코드 셀렉터와 마찬가지로 디스크립터를 셀렉터로 선택하여 JMP나 CALL 명열을 내릴 수 있습니다.

3. 코드와 데이터의 특권 레벨 관계

CALL 명령어는 낮은 특권 레벨에서 높은 특권 레벨로, RET 명령은 높은 특권 레벨에서 낮은 특권 레벨로 이동하는 명령어 이기 때문에 이 명령어를 사용합니다. JMP 는 특권 레벨 간의 이동이 불가능 하며 JMP를 이용하여 특권 레벨의 이동을 사용해야 한다면 콜게이트를 사용하여야 합니다.

(1) CALL 과 RET의 특권 레벨 변화

Q : CALL 명령어로 특권 레벨 0의 루틴을 불러 낼 때

A : CS 셀렉터의 0, 1 비트에 00이 들어가고 CPL은 0이 됩니다.

Q : RET 명령어로 다시 특권 레벨 3으로 돌아갈 때

A : CS 셀렉터의 0, 1비트에 11이 들어가고 CPL은 1이 됩니다.

코드 세그먼트 영역의 특권 레벨 DPL과 CPL은 어떤 상황에서 든 기본적으로 값이 같습니다.

예외 >> Conforming 세그먼트

특권 레벨 0의 루틴을 불러내도 CPL의 값은 그대로 3인 채 실행되었다 IRET으로 돌아옵니다. (Call gate와 관련)

(2) 특권 레벨과 접근 권한

특권 레벨 0에서는 모든 특권 레벨의 데이터 세그먼트 영역에 접근이 가능하지만 낮은 특권 레벨의 프로세스에서는 높은 특권 레벨의 데이터에 접근이 금지됩니다.

4. 특권 레벨 변동 시의 스택의 변화

스택 스위칭은 높은 특권 레벨의 루틴이 스택 공간의 부족 때문에 크래시 되지 않게 하기 위해서, 그리고 낮은 특권 레벨의 루틴이 스택을 통해 높은 특권 레벨의 루틴에 간섭하지 못하게 하기 위해 사용 됩니다.

핸들러나 커널 루틴으로 들어가기 전에 스택에 돌아올 주소 등을 넣어 두었다가 핸들러나 커널 루틴이 끝나고 다시 유저 모드 태스크로 돌아오기 위해 스택에 넣어 두었던 값들을 사용합니다.

(1) CALL 명령 – 유저 태스크 가 콜 게이트를 이용하여 커널 모드의 루틴

1) 호출 구문에 인수가 없는 경우

이 태스크 TSS 영역의 SS0, ESP0의 값을 참조하여 커널 모드의 스택에 현재 유저 태스크가 사용하고 있는 SS, ESP, 그리고 유저 태스크가 현재 진행중인 루틴의 주소, CS, EIP를 PUSH ( 스택방향 ↓)

콜게이트에 지정된 커널 모드의 루틴 주소로 점프하고 실행

루틴을 마치고 RET 명령을 실행하여 커널 모드의 스택에 저장된 SS, ESP, CS, EIP를 POP(CS 를 먼저 검사한 후, 현재 커널 모드 보다 낮은 특권 레벨이면(콜게이트를 통한 특권레벨 이동일 경우???) SS와 ESP를 POP 합니다.)

2) 호출 구문에 인수가 있는 경우

콜게이트를 통한 커널 루틴에서 사용할 인수의 개수를 미리 기입함

유저 레벨의 SS, ESP의 주소에 인수들을 PUSH 하고 콜게이트를 통하여 커널 레벨(특권 레벨 0) 루틴으로 들어가도 커널 레벨의 루틴에서는 스택 주소가 SS0, ESP0로 변경되어 pop 하여도 관련 없는 값을 참조하게 될 것입니다.

GDT 디스크립터의 인수의 개수 항목에 2가 들어있다면 유저 레벨의 스택에서 2개를 커널 모드의 스택에 복사합니다.

(스택의 방향은 원래 위에서 아래로 자라지만 여기서는 작성자의 착각으로;;; 반대로 표시했습니다. 반대로 뒤집으시면 거꿀로 자라는 스택이 됩니다)

Param1과 Param2를 복사합니다.

(2) 인터럽트 예외가 발생하였을 때의 스택

EFLAGS가 추가된 것을 제외하면 콜 게이트와 흡사합니다

1) 커널 모드에서 인터럽트가 걸렸을 때

특권 레벨 0에서 진행 되므로 SS, ESP 그대로 값을 사용하고, 스택에 EFLAGS, CS, EIP를 PUSH 합니다.

2) 유저 레벨 에서 인터럽트가 발생했을 때

유저 레벨 태스크의 TSS 영역에서 SS0, ESP0를 CPU의 SS, ESP 레지스터에 복사하여, 콜게이트 경우에는 유저 모드의 태스크가 사용하던 SS, ESP, CS, EIP등의 레지스터의 값을 PUSH하여 저장합니다. IRET으로 유저 모드로 돌아갈때는 스택에 있는 값을 POP하여 CPU의 각각의 레지스터에 복원합니다.

1. LIMIT 체크

(1) 세그먼트 디스크립터의 Limit와 G 비트

세그먼트 디스크립터의 LIMIT은 프로그램 또는 프로세스가 세그먼트 외의 메모리 영역을 접근하지 못하게 합니다. 세그먼트 디스크립터의 lmit은 G 비트에 영향을 받고, G가 0일 때, lmit은 세그먼트에 명시된 값과 같으며(1byte 단위), G 비트가 1일 경우 명시된 값의 0xFFF배 입니다.

(2) 보호 예외(#GP)

세그먼트 영역에서 유효 LIMIT은 전체 세그먼트 영역의 크기에서 1바이트 뺀 것 과 같습니다. (주소가 0 부터 시작 하기 때문입니다.)

다음과 같은 경우에는 #GP 를 일으킵니다.

Byte > limit-1(오프셋이 유효 Limit 보다 큰 바이트 )

Word>limit-2(오프셋이 유효 Limit -1 보다 큰 워드)

Dword>limit-4(오프셋이 유효 Limit-3 바이트 보다 큰 더블 워드)

Qword>limit-8(오프셋이 유효 Limit-7 바이트보다 큰 쿼드 워드)

(3) Limit의 효과

무효한 포인터 계산등의 프로그래밍 에러 검출

다른 세그먼트에 있는 코드나 데이터 보호

(4) GDT, IDT, TSS

CPU는 GDT나 IDT 같은 테이블과 TSS 영역의 크기를 체크합니다.

GDT -> GDTR의 2바이트에 해당하는 Limit 값 이용

IDT -> IDTR의 2바이트에 해당하는 Limit 값 이용

TSS -> TR 레지스터에 2 바이트에 해당하는 Limit 값 이용

2. Type 체크

(1) S 비트와 Type 필드

S 비트가 0이면 Type 필드가 시스템 Type이라는 것이고, 1이면 코드나 데이터 세그먼트의 Type이라는 뜻입니다.

S가 0일때의 타입입니다.

Ex) P비트가 1, DPL이 00 S가 0이고 32비트 인터럽트 게이트 -> 0x8E

Ex) P비트가 1, DPL이 00 S가 0이고 32비트 TTS-> 0x89

Ex) P비트가 1, DPL이 00 S가 0이고 32비트 TTS,B비트 1-> 0x8B

CPU는 다음과 같은 경우 type 정보를 조사합니다.

세그먼트 셀렉터가 세그먼트 레지스터에 로드 될 때

디스크립터가 세그먼트 레지스터에 이미 로드되어 있는 세그먼트에 명령이 액세스  할 때

CALL JMP 명령의 오퍼랜드에 셀렉터가 있을 때 그 셀렉터에 대한 디스크립터의 Type 필드

80386 chip 에서 현재 태스크에서 다른 태스크로 스위칭하는 방법은 4가지가 있습니다.

1. TSS descriptor를 참조하여 JMP 혹은 CALL 실행

2. task gate 를 참조하여 JMP 혹은 CALL 실행

3. IDT의 task gate로 인터럽트나 예외 벡터 사용

4. NT flag가 SET 되어 있을 때, IRET 실행

이 포스팅에서는 1번의 경우의 태스크 스위칭에 대해서 알아볼 것입니다.

1. jmp를 이용한 태스크 스위칭

태스크 스위칭이 일어나 Process2 루틴이 실행되게 해 봅시다.

Tss2의 영역에 있는 EIP에 process2 루틴의 첫 번지를 넣어 process2: 부터 실행 되도록 합니다.

(원래 tss의 EIP영역에는 유저 영역의 스택 주소가 저장되지만, 설명의 편의를 위해 커널 모드의 스택 주소를 넣어 설명하겠습니다.)

먼저 다음과 같이 tss 세그먼트 디스크립터가 준비가 되어 있다고 가정합니다.

descriptor 4(TSS 세그먼트 디스크립터) – tss1을 지정, TSS 세그먼트 셀렉터는 TSS1Selector(0x20)

 Descriptor 5 – tss2 를 지정, TSS 세그먼트 셀렉터는 TSS2Selector(0x28)

그리고 LTR 명령으로 TSS1이 지정이 되었습니다.

이제 다음 명령을 통해 태스크 스위칭을 시도 합니다.

TR 레지스터를 참조하여, GDT의 Tss!Selector(0x20)에 해당하는 디스크립터를 찾아, tss1영역을 찾은 뒤, 모든 레지스터 값을 저장합니다.

Offset은 아무 숫자나 사용해도 태스크 스위칭을 하여 저장되어 있던 EIP 레지스터를 CPU의 EIP 레지스터에 옮겨 전에 실행되던 주소부터 재개하게 때문에 아무 숫자나 사용해도 괜찮으며, 사실 의미가 없습니다.

다음과 같이 TSS의 셀렉터를 참조하여 다른 세그먼트 레지스터를 채운것과 같이 GDT에서 해당 세그먼트 디스크립터를 찾은 뒤 TS의 Hidden Part에 복사하여, TSS를 찾습니다.

찾은 tss2 영역에 저장되어 있는 레지스터의 값들을 현재 레지스터에 복원시킵니다.

복원 후, EIP 레지스터에 주소가 있다면, 여기서부터 프로그램이 시작되게 됩니다. 처음에 process2: 의 주소를 넣었으므로, process2가 실행 될 것입니다.

이 후에 태스크 스위칭이 일어나면 TR에 지정된 TSS 디스크립터에 현재 레지스터의 상태가 저장이 됩니다.

CPU는 TR 레지스터에서TSS 의 base address를 찾고, 여기에 레지스터의 상태를 저장합니다 (EAX, ECX, EDX, EBX, ESP, EBP, ESI, EDI, ES, CS, SS, DS, FS, GS, flag register). 이때 TSS의 EIP 필드는 다음에 실행될 명령어를 가리키고 있습니다(EIP 필드가 가리키는 명령어의 전에 실행된 명령어가 task switch를 일으켰다고 볼 수 있습니다).

2. CALL 명령에 의한 Task Switching

(1) Task Switching 시점

CALL 명령과 IRET 명령에서 Task Switching이 일어납니다.

(2) EFLAG의 NT 비트와 디스크립터의 B 비트 변화

EFLAGS 레지스터의 14 비트는 NT 비트로 사용됩니다. Nt는 nested의 약자로, IRET 명령어가 인터럽트 핸들러에서 사용되었는지, 태스크 스위칭에서 사용되었는지 구별할 때 사용합니다.

LTR 명령은 해당 TSS 디스크립터의 B 비트를 1로 세트 하며, CPU는 B 비트가 1로 세트되어 있는 디스크립터를 현재 실행되고 있는 태스크로 인식합니다.

CALL 명령이 실행되면, 스위칭 될 태스크의 EFLAGS의 NT 비트와 디스크립터의 B비트가 1로 세트 됩니다.

CALL 명령이 실행될 시점에는 반드시 B 비트가 0이어야 합니다.

IRET명령이 실행될 때, 스위칭 될 태스크의 B 비트가 무조건 1이어야 IRET이 실행이 가능합니다.

IRET을 이용하여 태스크 스위칭 될 때, 현재 태스크의 NT 비트와 디스크립터의 B 비트가 0으로 클리어 됩니다.

이러한 B 비트 관리 규약을 사용하는 이유는 이전 태스크로 돌아가지 못하게 하기 위해서 입니다.

(3) 이전 주소 저장

CALL 명령이 실행 되면, 새로 태스크 스위칭 될 태스크의 TSS 영역 이전 태스크로의 백링크에 현재 태스크의 TSS 디스크립터 셀렉터를 저장합니다.

IRET 명령이 실행이 되면 현재 태스크의 TSS 영역의 이전 태스크로의 백링크를 사용하여, 이전 태스크를 찾습니다.

3. CALL과 JMP

CALL과 IRET 을 이용하여 태스크 스위칭을 하는 경우, 하나의 체인으로 묶여, 그 이전의 태스크는 새로운 태스크의 실행이 끝날 때 까지 다시 실행될 수 없어, 비선점 프로세스 관리에 해당됩니다.

JMP를 이용하여 태스크 스위칭을 하는 경우, 태스크 끼리의 구속성이 없어 자유롭습니다.

1. Task Switching 과 TSS

Intel 80286 이상의 CPU는 Protected Mode에서 CPU  레벨에서 태스크 스위칭을 지원합니다.

태스크 스위칭이 일어나는 동안 각 프로그램에서 사용하는 레지스터의 값을 저장하고, 복원 시키기 위해서 레지스터를 보관하는 장소가 필요합니다. 이러한 영역을 TSS(Task State Segment)라고 합니다. GDT 처럼  TSS를 지정하는 TSS 디스크립터가 GDT에 지정되어야 합니다. 

GDTR, IDTR, CR0, CR1레지스터와 같은 모든 태스크가 공유하는 레지스터를 제외하고 모든 레지스터가 포함되어 있습니다.

다음 코드는 tss를 지정하는 코드입니다.

위 그림은 아래부터 위로 증가하며, 아래 코드는 위에서 아래로 증가합니다.

각 항목에 대해서 자세히 알아봅시다.

(1) 이전 태스크로의 back link

이전에 동작하던 프로그램의 TSS 영역의 세그먼트 셀렉터 값이 들어갑니다. 이 세그먼트 셀렉터를 이용하여 JMP, CALL 명령을 실행하여 태스크 스위칭을 하게 됩니다. CALL 명령어로 태스크 스위칭을 하게 되면, 다음 태스크는 자신의 TSS영역에 이전 태스크 TSS 디스크립터의 셀렉터 값을 저장 해 두었다가 IRET 명령어 후, 이전 태스크로 스위칭을 합니다.

(2) ESP0, SS0

시스템이 사용하는 권한 레벨별로 사용할 스택이 따로 존재합니다.  ESP3, SS3은 없고, 유저 레벨 스택은 TTS의 ESP와 SS에 저장 됩니다.

(3) CR3

페이지 구현과 관련이 있는 레지스터 입니다.

(4) 디버그용 T비트

유저 레벨 태스크를 디버깅 할 때 , 태스크 스위칭이 일어나면 디버깅 주잉었다는 것을 표시하기 위해 T 비트에 설정을 합니다.

(5) I/O 허가 비트맵

유저레벨태스크는 주변 장치를 제멋대로 사용할 수 없어, I/O 허가 비트맵을 사용하여 사용할 수 있는 장비와, 사용할 수 없는 장비를 구분지어 줍니다.  RAM의 한 영역에 표시하는데, 이 영역의 시작주소를 TSS의 I/O 허가 비트맵 칸에 넣어둡니다.

TSS 세그먼트 디스크립터

TSS 세그먼트 디스크립터도 GDT에 들어가므로 형태가 비슷합니다.

다음 코드는 TSS 디스크립터를 기술 한 것이고, 아래 그림은 표로 나타낸 것 입니다.

(1) TSS 디스크립터에서는 항상 limit 값이 0x68 이상이어야 하며, 그렇지 않으면 TSS 예외(#TS)가 발생합니다.

(2) Type 부분은 다음과 같습니다.

1과 0 부분은 고정된 부분이며, B비트는 현재 이 태스크의 상태,  실행/대기를 나타냅니다. 처음에는 0으로 클리어 합니다.

(3) Base address에는 TSS 영역의 시작 주소를 넣습니다.

위의 코드에는TSS 세그먼트 디스크립터에  base address에 0을 기술하였습니다. 이 부분에는 원래 TSS영역의 시작 주소를 넣어 주어야 됩니다. 따라서 실행 코드에서는 Base Address를 넣도록 합니다.

다음 코드가 TSS 세그먼트 디스크립터에 Base address를 채워주는 코드 입니다.

tss1의 주소(offset)+0x10000 한 뒤 값을 16비트와 8비트와 8비트로 나눠 각각 저장합니다.  3단계로 나눠서 살펴보겠습니다.

1) tss의 주소 구하기

소스 코드를 기계어 코드로 바꿔본 결과, tss1의 주소는 0x013A 인 것을 알아 내었습니다.

2) 0x10000를 더함

구한 tss의 주소에 base address인 0x10000을 더해줍니다.

(tss1 주소) + (base address) = 0x013A + 0x10000 = 0x1013A

3) 디스크립터에 알맞게 채워 넣음

Eax 레지스터에는 다음과 같이 저장이 되어 있습니다.

Descriptor4+2 주소에 ax, 즉 0x013A를 넣어줍니다.