80X86 İşlemcilerinde Context Switch Kavramı

Windows mimarisinde MS-DOS 4.0'dan öncesinde single-tasking bir yapı mevcuttu ve bu nedenle işletim sistemi aynı anda tek bir process'i çalıştırabildiğinden dolayı context switching gibi bir kavram mevcut değildi. MS-DOS 4.0'dan sonra multitasking bir yapı gelmiş ve aynı anda birden fazla process'in çalıştırılabilmesi olanağı sağlanmış fakat bir process'i bırakıp diğerine geçildiğinde bırakılan process'e geri dönüldüğünde kaldığı yerden devam etmesini sağlamak için context switching denilen kavram işletim sistemi mimarisine girmeye başlamıştır. Context switching, virtualization dünyasında işletim sisteminin snapshot'ını almaya benzer şekilde o anki tüm register, memory vb değerlerinin kaydedilmesi kavramına denilmektedir. Bu durum thread kavramı geldiğinde benzer nedenlerden dolayı thread'leri de ilgilendiren bir kavram olmuştur.

Bir thread/process’in çalışmasına ara verilip diğer bir thread/process’in kalınan yerden çalışmaya devam ettirilmesi sürecine context switch denilmektedir. Context switch “preemptive” işletim sistemlerinde donanım kesmeleriyle yapılmaktadır. PC mimarisinde tipik olarak “IRQ1 Timer” kesmesi bu amaçla kullanılmaktadır. Kesme oluştuğunda akış kernel moda geçerek işletim sisteminin kesme koduna aktarılır. Context switch burada yapılmaktadır.

Context switching sırasında geçiş oluştuğu noktadaki tüm CPU yazmaçlarının (matematik işlemci de dahil olmak üzere) bir veri yapısına aktarılması ve yeni geçilecek thread/process'in yazmaçlarının CPU yazmaçlarına geri yüklenmesi gerekir. Genellikle thread/process’li işletim sistemleri her thread ve process için PCB (Process Control Block) veya TCB (Thread Control Block) biçiminde organize edilne bir veri yapısı oluşturmaktadır.

Linux dünyasında bu iki ayrı veri yapısı tek bir çatı altında sunulmaktadır. Bu nedenle Linux sistemlerinde proses kontrol bloğu için task_struct şeklinde tanımlanan veri yapısı thread’ler için de  kullanılmaktadır. Aşağıdaki resimde görüleceği üzere veri yapısının içi ve kaydedilen değerler görülebilmektedir. 

Her biri process'e ait thread'ler için oluşturulan TCB'ler aşağıdaki resimde görülebileceği üzere bağlı liste biçiminde organize edilmektedir.

Preemptive olmayan (“cooperative” de denilmektedir) sistemlerde context switch kesme yoluyla değil açıkça bir fonksiyonun çağrılması yoluyla yani yazılımsal olarak yapılmaktadır.

Notlar:

• Context switching işlemi eğer verimli bir şekilde kullanılamazsa işleminin maliyetinden dolayı işletimi sistemine fazladan yük getirme ihtimali vardır. Bu nedenle  işletim sisteminin context switching algoritması önem arzetmektedir.
• cooperative multitasking (non-preemptive multitasking) : Bu tür multitasking sistemlerde işletim sistemi doğrudan context switching işlemini gerçekleştirmez. Her process/thread belirli bir süre çalıştıktan sonra çalışmasını bırakıp diğer process/thread'e geçilmesini sağlar. Windows 95 öncesi Windows 9x versiyonları 16'bitlik eski uygulamalar nedeniyle cooperative multitasking yapısı kullanılıyordu.
• Linux kernelinde PCB için sched.h başlık dosyası içinde task_struct veri yapısında tanımlanmıştır.
• preemptive multitasking (preemptive scheduling) : Bir process/thread çalışırken herhangi bir sebeple daha yuksek önceliğe (priority) sahip bir process/thread'in gelmesi durumunda interrupt edilip daha sonra kaldıgı yerden devam edebildiği işletim sistemi mimarileri denilmektedir.
• Çok threadli preemptive sistemlerde bile bir çeşit “cooperative” thread oluşturma mekanizması bulunabilmektedir. Bu mekanizmaya “fiber” denilmektedir. Fiber işlemleri işletim sisteminin çekirdeği tarafından bilinmez. Tamamen “user” modda gerçekleştirilebilmektedir. Windows işletimi de belli bir versiyonundan sonra Fiber kavramını API fonksiyonlarıyla destekler hale gelmiştir.

Read More

Korumalı Mod Nedir?

Linux Boot Sequence

Korumalı mod proseslerin bir arada çalıştığı çok prosesli sistemlerde sistem güvenliğini artırmak için düşünülmüştür. Intel’in koruma mekanizmasında dört öncelik derecesi vardır. Ancak işletim sistemleri genellikle yalnızca iki dereceyi kullanmaktadır: 0 ve 3. Intel sisteminde düşük numara daha yüksek, yüksek numara ise daha düşük öncelik belirtmektedir.

• 0 önceliğine "çekirdek modu (kernel mode)" önceliği, 
• 3 önceliğine de "kullanıcı modu (user mode)" önceliği denilmektedir. 

32 bit Windows ve Linux gibi sistemler düz model (flat model) kullanmaktadır. Bu modelde tüm segment yazmaçlarının gösterdiği betimleyicilerin taban adresleri 0 ve limit değerleri de 4 GB’dir. Düz modelde segment tabanlı bir koruma uygulanmamaktadır. Yani bu modelde bir prosesin CS yazmacı dışındaki segment yazmaçlarının değerlerini değiştirmesi için bir gerekçe yoktur. Zaten düz model uygulayan sistemlerde genellikle tüm kullanıcı mod programları için tek bir kod ve data/stack betimleyicisi kullanılmaktadır. Bu betimleyicilerle de terorik olarak belleğin her yerine erişilebilmektedir. Korumalı modda o anda çalışmakta olan kodun öncelik derecesi CS yazmacının düşük anlamlı iki bitiyle belirlenmektedir. Bu bitlere CPL (Current Privilege Level) denir. Intel’de özel makine komutlarını ancak CPL değeri 0 olan kodlar kullanabilirler. Böylece sıradan prosesler CPL = 3 değeriyle çalıştıkları için bu makine komutlarını kullanamamaktadır. Ayrıca CPL değeri sayfalama mekanizması aktifken bellekte sayfalara erişirken de kontrol işlemlerine sokulmaktadır. Şöyle ki: Her sayfanın iki öncelik derecesi vardır. Önceliklerden birine "kullanıcı (user)", diğerine ise  "yönetici (supervisor)" önceliği denir. CPL değeri 1, 2 ve 3 olan kodlar ancak kullanıcı önceliğindeki sayfalara erişebilirler. CPL değeri 0 olan kodlar ise tüm sayfalara erişebilmektedir. İşletim sisteminin çekirdek kodları "yönetici (supervisor)" önceliğindeki sayfalarda tutulur. Böylece bu alanlara yalnızca işletim sisteminin kodları erişebilmektedir. 

Korumalı modda programcı DS, ES, SS, FS ve GS segment yazmaçlarındaki değerleri MOV komutlarıyla değiştirmek isterse bazı kontroller uygulanmaktadır. Özet olarak programcı CPL değerinden daha yüksek önceliğe sahip bir betimleyiciyi gösteren selektörü bu segment yazmaçlarına yükleyememektedir. Zaten yukarıda da ifade ettiğimiz gibi Windows, Linux gibi sistemler "düz bellek modeli (flat model)"  kullanmaktadır. Düz bellek modelinde de DS, ES, SS, FS ve GS segment yazmaçlarını yüklemek istemenin pratikte bir amacı yoktur. Korumalı modda çalışmakta olan kodun önceliğinin yükseltilmesi uzak CALL ve JMP işlemleriyle yapılamamaktadır. Bunu yapmanın tek yolu "kapı (gate)" denilen özel bir mekanizmayı kullanmaktır. Düşük öncelikli kodlar kapı ile belirtilen adresteki kodları yüksek öncelikle çalıştırabilmektedir.

Read More

İşletim Sisteminin Sistem Fonksiyonları ve Kapılar

Korumalı modda çalışan Windows, Linux ve MacOS X gibi işletim sistemlerinde sıradan proseslerin kodları CPL = 3 önceliğinde çalışmaktadır. Bu kodlar işletim sisteminin yüksek öncelikle çalışması gereken sistem fonksiyonlarını kapılar yoluyla çağırırlar.

Böylece işletim sisteminin sistem fonksiyonları çalışırken kodun önceliği CPL = 0'a yükseltilmiş olur. Bu sürece "prosesin kullanıcı modundan çekirdek moduna geçmesi (user mode to kernel mode transition)" denilmektedir. Yani bu sistemlerde bizim programlarımız aslında sürekli olarak CPL = 3 ile kullanıcı modunda çalışmamaktadır. Sistem fonksiyonları ya da aygıt sürücülerdeki kodlar çağrıldığında programımızın öncelik seviyesi geçici olarak CPL = 0'a yükseltilmektedir. İşte kapılar Intel işlemcilerindeki bu geçişi sağlayan mekanizmalardır. Linux, BSD ve MacOS X sistemlerinde sistem fonksiyonları geleneksel olarak 80h kesmesi yoluyla çağrılmaktadır. (Yeni sistemler 64 bit Intel işlemcilerindeki SYSENTER ve SYSEXIT makine komutlarını da bu amaçla kullanabiliyorlar.) Bu 80h kesmesi bir tuzak kapısını tetikler. Bu kapı da kodun önceliğini CPL = 0’a çekerek kodun işletim sisteminin belirlediği bir noktaya aktarılmasını sağlar. İşte o noktada çağrılan sistem fonksiyonunun numarasına göre akış ilgili sistem fonksiyonun koduna aktarılmaktadır. Örneğin Linux sistemlerinde sistem fonksiyonu 80h kesmesi ile çağrılmadan önce onun numarası EAX yazmacına yerleştirilir. Böylece akış çekirdek moduna geçtiğinde buradaki kod EAX yazmacının değerine bakarak akışı uygun yere aktarır. Bu süreci aşağıdaki kodla temsil edebiliriz:

SYS_ENTER:     // kapıya girildiğinde akışın aktarıldığı yer. Artık kod için CPL = 0'dır
switch (eax) {
case 1:
sys_exit();
break;
case 2:
sys_fork();
break;
case 3:
sys_read();
break;
...
}

Tabii bu sözde kodu (pseudo code) yalnızca kafamızda bir fikir oluşsun diye verdik. Aslında Linux'ta uygun sistem fonksiyonuna dallanma işlemi EAX yazmacı switch içerisine sokularak değil bir diziye index yapılarak bir "look up" tablosu yoluyla gerçekleştirilmektedir. Yani bu sistemlerde sistem fonksiyonlarının adresleri bir dizide tutulmaktadır. Sistem fonksiyonlarının numarası da (EAX yazmacı içerisindeki değer) bu diziye indeks yapılarak dolaylı CALL işlemi ile çağrılmaktadır. Linux sistemleriyle BSD ve MacOS X arasında sistem fonksiyonlarının çağrılması arasında küçük bir farklılık vardır. Linux’ta sistem fonksiyonlarının parametreleri yazmaçlarla aktarılırken BSD ve MacOS X sistemlerinde (C’deki gibi) stack yoluyla aktarım yapılmaktadır. (Ayrıca Linux sistemlerindeki sistem fonksiyonlarının numaralarının ve parametrik yapılarının BSD ve MacOS X sistemleriyle bire bir aynı olduğunu da düşünmemelisiniz.) Windows sistemlerinde ise çekirdek moduna geçiş genel olarak 2EH kesmesiyle yapılmaktadır. Fakat genel mekanizma Linux, BSD ve Mac OS X sistemlerine oldukça benzemektedir.

Read More

CISC ve RISC Mimarileri

Mikroişlemci tasarımında iki önemli mimari vardır. Bunlar;

• CISC ( Complex Instruction Set Computing )

• RISC ( Reduced Instruction Set Computing )

İlk mikroişlemciler CISC mimarisine uygun tasarlanmışlardır. Belli bir mikroişlemci teknik kısıtlamaların izin verdiği ölçüde her iki mimariden de özellikleri barındırabilir. Örneğin Intel’in son dönem işlemcileri pek çok RISC özelliğini de barındırmaktadır. Bu nedenle CISC ve RISC mimarilerini var yok biçiminde değil bir özellik barındırma biçiminde düşünmek daha uygundur.

⦁ CISC mimarisinde daha fazla makine komutu RISC mimarisinde daha az makine komutu bulunma eğilimindedir. RISC mimarisinde daha az komut daha hızlı ve etkin çalışacak biçimde mantık devreleriyle oluşturulmuştur. Dolayısıyla komutların hemen hepsi tek bir mantık devresiyle doğrudan çalıştırılır. Halbuki CISC mimarisinde mikrokod programlamayla karmaşık komutlar daha yalın parçalara ayrılarak çalıştırılır.

⦁ CISC mimarisinde makine komutları farklı uzunluklarda olma eğilimindedir. Halbuki RISC mimarisinde tüm makine komutları aynı uzunluktadır. CISC mimarisinde çok kullanılam makine kamutları az byte’la az kullanılan makine komutları çok byte’la ifade edilmeye çalışılmıştır. İlk zamanlar bunun iyi bir teknik olduğu sanılmışsa da daha sonraları bazı problemler göze çarpmıştır. Komutlar farklı uzunluklarda olursa genel olarak komutu alıp yorumlama (fetch ve decode) işlemi yavaş yapılmaktadır. Ayrıca komut seviyesinde pipeline mekanizması komutlar eşit uzunluktaysa daha etkin yapılabilmektedir.

⦁ RISC mimarisinde çok sayıda yazmaç (register) bulunma eğilimindedir. Halbuki CISC mimarisinde daha az sayıda yazmaç vardır. Ayrıca RISC mimarisinde her yazmaçla her şey yapılabilmektedir. Halbuki CISC mimarisinde bazı işlemler ancak bazı özel yazmaçlarla yapılabilmektedir.

⦁ RISC mimarisinde belleğe erişen makine komutları ile işlem yapan makine komutları ayrı tutulmuştur. Bu nedenle RISC işlemcilerine Load/Store işlemcileri de denir.

⦁ RISC mimarisinde toplama, çıkartma, çarpma gibi tüm işlemler operandlarını yazmaçlardan alacak biçimde tasarlanmıştır. Halbuki CISC mimarisinde komutların bir operandı yazmaç iken diğer operandı bellek adresi olabilmektedir.
⦁ RISC mimarisinde Load/Store komutları dışındaki komutlar üç operandlı olma eğilimindedir. Halbuki CISC mimarisinde neredeyse tüm komutlar iki operandlıdır. RISC’te her iki operandın yazmaç olması zorunludur. Toplamda RISC’teki tasarımın daha faydalı ve etkin olduğu ispatlanmıştır. Bu nedenle artık yeni işlemcilerin hepsi RISC mimarisinde tasarlanmaktadır.
⦁ RISC işlemcileri pipeline işleminin etkinliğiyle ünlüdür. Pipeline işlemci'nin bir komutu yaparken diğerleri üzerinde de bazı hazırlık işlemlerini yapabilmesi anlamına gelir. Şüphesiz Intel gibi CISC işlemcileri de pipeline mekanizmasına sahiptir. Ancak RISC tasarımı pipeline mekanizmasının daha etkin yapılabilmesine yol açmaktadır.

Read More

Harvard & Von Neumann Mimarileri

Harvard mimarisi, veri ve komutların Merkezi İşlem Birimine ( MİB veya CPU ) giden kanallarının ayrılması ile oluşturulmuş bilgisayar tasarımıdır. Von Neumann mimarisi, veri ve komutları tek bir yığın (depolama) biriminde bulunduran bilgisayar tasarımıdır.

Von Neumann mimarisi

Verilerin ve program kodlarının aynı hafıza birimi üzerinde bulunduran tasarımdır. Von Neumann mimarisinin temel tasarımı aşağıdaki gibidir:

"von Neumann mimarisi" isim olarak John von Neumann'ın 1945 tarihli makalesine dayanır. Bellek ile Merkezi işlem biriminin (MİB) ayrılması von Neumann dar geçidi olarak bilinen soruna yol açmıştır. Bu sorun MİB ile bellek arası veri taşıma hızının, bellek miktarına göre çok düşük olmasından kaynaklanmaktadır. Bu nedenle, CPU zamanın büyük çoğunluğunu bellekten istenilen verinin gelmesini beklemekle geçirir. Son yıllarda CPU'ların hızları ile bellek erişim hızlarının arasındaki farkın açılması ile bu sorun daha da büyümüştür. Sorunu hafifletmek adına cache memory ve branch prediction geliştirilmiştir. von Neumann mimarisinin dar geçit sorunu dışında, en olumsuz yanı ise hatalı yazılımların (buffer overflow gibi) kendilerine, işletim sistemine ve hatta diğer yazılımlara zarar verebilme olasılığıdır.

Harvard mimarisi

Harvard mimarisi, ismini ilk kez bu mimariyi kullanan bilgisayar Harvard Mark I'den almıştır. Bu mimariyi kullanan makinalar, veriler ile komutlar arasında herhangi bir köprü bulundurmazlar. Veri adresi ile program (komut) adresinin adresleme boyutları farklıdır. Harvard mimarisinin temel tasarımı aşağıdaki gibidir:

Günümüz bilgisayarlarında tam anlamıyla kullanıldığı söylenilemez. Yine de Von Neumann mimarisi ve Harvard mimarisinden ortak özellikler günümüz teknolojisinde kullanılmaktadır.

Von Neumann vs Harvard

• Von Neumann mimarisinde, işlemcinin doğası gereği ya komutlarla ya da verilerle uğraşmaktadır. Çünkü ikisi de aynı belleği paylaşmaktadır. İkisinin aynı anda olması durumu söz konusu değildir. 
• Harvard mimarisini kullanan bir bilgisayarda ise komut ve veriler ayrı tutulduğu için, işlemci aynı esnada hem komutları değerlendirip hem verileri işleyebilir. Bir önbelleğe de gerek yoktur. Bu Harvard mimarisine bir avantaj sağlasa da; Von Neumann mimarisinde komutlar verilerle bir tutulduğundan, program kendi kendine değişim gösterebilir. 
• Harvard mimarisinde komutlar ile veriler arasında bir kanal yoktur bu yüzden kodların içine veri gömülmüş programlar çalıştırılırken veya kendi kendine değişim gösterilecek programlar için Von Neumann mimarisi temel alınır.
• Bellek adresleri açısından Harvard mimarisi iki ayrı adres kullandığından; boş komut adresi boş veri adresinden de farklı olacaktır. Von Neumann mimarisinde ise ikiside aynı adresi paylaşır.

Değiştirilmiş Harvard mimarisi

Değiştirilmiş Harvard mimarisi, Harvard mimarisindeki veri/komut bağlantısının eksikliğini gidermesi amacıyla yapılan tasarımsal düzenlemelere verilen isimdir. İşlemci halen veri ve komut erişimine de sahip olsa da aralarında bağlantılar mevcuttur. Bu düzenlemelerden en önemlisi aynı bellek adresi tarafından desteklenen iki ayrı önbellek kullanmasıdır. Biri komutları, biri verileri tutar. Önbellekte işlem yapılırken Harvard mimarisinin, asıl bellekte işlem yapılırken Von Neumann mimarisinin uygulandığını söyleyebiliriz. Günümüzde kullanılan yeni bilgisayar teknolojilerinde buna benzer mimariler sıkça kullanılmaktadır fakat isimlendirilmesinde ne Von Neumann ne de Harvard demek doğru değildir. Ayrıca komutları, okunabilir verilermiş gibi göstermek de değiştirilmiş Harvard mimarisine örnek gösterilebilir. 

Read More

Matematik İşlemci Nedir?

İlk üretilen mikroişlemciler (örneğin 8 bitlik işlemciler ve 16 bitlik işlemciler) yalnızca tamsayı işlemleri yapabiliyordu. Çünkü gerçek sayılarla işlemler için büyük mantık devreleri gerekiyordu. O zamanın teknolojileri buna fazlaca müsait değildi. O yıllarda matematiksel işlemler aslında arka planda tamsayı işlemleriyle, yani bir kod çalıştırılarak (başka bir deyişle fonksiyon çağrılarak) yapılıyordu. Örneğin 80’li yıllarında başında 8086 için zamanlarında aşağıdaki gibi bir kod yazmış olalım:

double a = 3.4, b = 67.8, c;
c = a + b;

İşte C derleyicileri bu tür işlemleri kendi kütüphane fonksiyonlarınu kullanarak adeta aşağıdaki gibi yapıyorlardı:

double a = 3.4, b = 67.8, c;
c = fadd(a, b);

Tabii gerçek sayı işlemlerinin tamsayı aritmetiğiyle emülasyon yoluyla yapılması yavaşlığa yol açıyordu. İşte Intel işlemleri hızlandırmak için 8087 isminde, 8086 işlemcisi ile bağlanarak koordineli çalışacak bir matematik işlemci (math coprocessor) de tasarladı. 8087 matematik işlemcisi gerçek sayı işlemlerini donanım yoluyla, yani elektrik devreleriyle yapıyordu. Böylece bu eski günlerde noktalı sayılarla bir işlem yaptığımızda eğer sistemimizde matematik işlemci yoksa bu işlemler emülasyon yoluyla, eğer sistemimizde matematik işlemci varsa matematik işlemcinin devreleriyle yapılmaktaydı. Intel 286’yı çıkartınca matematik işlemcisini de 80287 ismiyle güncelledi. Sonra 80386 çıktığında matematik işlemci 8037 oldu. İşte nihayet 80486 DX modeliyle birlikte artık Intel matematik işlemciyi de ana işlemciyla aynı entegre devre içerisine yerleştirmeye başladı. Bugünkü kullandığımız Intel işlemcilerinde yine matematik işlemci ayrı bir birim olarak vardır fakat bunlar aynı entegre devrenin içerisindedir. Intel’in matematik işlemci sistemi şöyle çalışmaktadır: Ana işlemci (yani tamsayı işlemcisi) komutu çektiğinde (fetch) onun başındaki byte’a bakar. O byte özel bir değerdeyse (bu tür byte’lara Intel terminolojisinde "prefix" denilmektedir). O komutun gerçek sayı işlemi yapan makine komutu olduğunu anlar. Komutu matematik işlemciye verir. Onu artık yardımcı işlemci çalıştırır. Intel bu konuda zaman içerisinde bazı optimizasyonlar yaptıysa da temel çalışma biçimi hala böyledir. Artık günümüzde tasarlanan yeni işlemciler kendi içlerinde gerçek sayı işlem birimini de içeriyorlar. Yani yeni tasarımlarda artık ayrı bir matematik işlemci diye kavram yoktur. Tasarımcı zaten işlemciyi gerçek sayı işlemlerini de yapacak biçimde tek parça olarak tasarlamaktadır. 

Notlar1: Bugün için hala küçük mikrodenetleyicilerin ve mikroişlemcilerin matematik işlemci modülleri yoktur. (Örneğin Microchip’in PIC16  mikrodenetleyicilerinin matematik işlemci birimleri yoktur. Bu mikrodenetleyicilerde noktalı sayılarla işlemler yine emülasyon yoluyla yapılmakatadır.)

Notlar2: Noktalı sayılarla işlemler özellikle IEEE 754 gibi kayan noktalı (floating point) formatlar zahmetlidir. Bu nedenle küçük mikrodenetleyicilerde programcılar sabit noktalı (fixed point) formatları tercih etmektedir. Çünkü sabit noktalı formatlarla işlemler tamsayılarla çok kolay emüle ederek halledebilmektedir.

Notlar3: Bugün modern kapasiteli mikroişlemcilerin hemen hepsi IEEE 754 kayan noktalı formatı kullanmaktadır. Kayan noktalı formatlar daha dinamik olduğu için daha verimlidir. Bu formatlarda sayı nokta yokmuş gibi ikilik sistemde saklanır. Sonra noktanın yeri sayı içerisinde bazı bitlerde tutulmaktadır.

Read More

32 Bit Intel İşlemcilerde Koruma Mekanizması

Çok işlemli (multiprocessing) sistemlerde kullanılan modern ve güçlü mikroişlemcilerin çoğu bir koruma mekanizmasına (protection mechanisms) sahiptir. Intel 80286 ile birlikte segment tabanlı, 80386 ile birlikte de sayfa tabanlı koruma mekanizmasına sahip olmuştur. ARM işlemcilerinin pek çok modelinde, PowerPC, Itanium, SPARC gibi RISC tabanlı modern işlemcilerde de koruma mekanizması vardır.

Koruma mekanizmasının üç yönü vardır

• Bellek Koruması (Memory Protection): Çok işlemli sistemlerde tüm prosesler aynı fiziksel bellek üzerinde çalışırlar. İşte böyle bir çalışma sırasında bir prosesin (yani çalışan programın) kendi alanı dışına çıkarak başka proseslerin kullandığı bellek bölgelerine erişememesi gerekir. Aksi takdirde bir proses başka bir prosesin bellek alanını bozabilir, değiştirebilir ya da oradaki verileri çalabilir. 

• Komut Koruması (Instruction Protection): Her prosesin her makine komutunu kullanması sistem güvenliğini tehlikeye atabilmektedir. Çünkü bazı makine komutları eğer rastgele bir biçimde ya da özensiz olarak kullanılırsa sistemin çökmesine yol açabilir. Örneğin Intel işlemcilerindeki CLI (Clear Interrupt Flag) makine komutu işlemcinin kesme bayrağını reset'lemektedir. Bu durumda işlemci donanım kesmelerine yanıt vermez. Bu ise tüm sistemin hemen çökmesine yol açabilecek bir durum oluşturur. CLI komutunun dışında tehlikeli olabilecek başka makine komutları vardır. Bu komutların yetkisiz ve sıradan prosesler tarafından kullanılmaması gerekir. 

• IO Koruması (IO Protection): Merkezi işlemci (CPU) pek çok yerel işlemciye bağlıdır ve onlara elektriksel olarak komutlar gönderebilmektedir. Yetkisiz ve sıradan proseslerin önemli IO portlarına komutlar göndermesi de sistemi çökertebilir. Bu nedenle sistem güvenliği açısından sıradan bir prosesin önemli olabilecek IO portlarına erişiminin engellenmesi gerekir.

Şüphesiz koruma mekanizması bazı proseslere uygulanıp bazılarına uygulanmayacak biçimde esnek olmalıdır. Örneğin işletim sisteminin kodları koruma mekanizmasının denetiminden muaf olmak zorundadır. Çünkü işletim sistemi bir kaynak yöneticisidir ve kaynakları yönetirken de her türlü işlemi yapabilecek durumda olmalıdır. Benzer biçimde aygıt sürücüleri ve çekirdek modülleri de yaptıkları işin gereği olarak koruma mekanizmasından muaf olmak durumundadır.

Intel işlemcileri koruma mekanizması için 4 dereceli bir yetkilendirme modeline sahiptir. Ancak 4 dereceli yetkilendirmenin pratikte pek kullanışlığı olduğu söylenemez.

Bu nedenle Intel işlemcilerini kullanan Windows - Linux gibi sistemler 4 yetki derecesi yerine yalnızca iki yetki derecesini kullanmaktadır. Benzer biçimde Intel dışındaki diğer işlemci aileleri de 2 dereceli bir yetki sistemine sahiptir. Bu yetki derecelerinin birine "çekirdek modu (kernel mode)" diğerine ise "kullanıcı modu (user mode)" denilmektedir. Pek çok ayrıntı söz konusu olsa da kabaca çekirdek modunda çalışan kodların hiçbir koruma engeline takılmadığını söyleyebiliriz. Ancak kullanıcı modunda çalışan kodlar için işlemciler katı bir koruma denetimi uygulamaktadır. İşletim sistemlerinin kodları, aygıt sürücüler, çekirdek modülleri "çekirdek modunda" çalışan kodlardır. Bunların dışındaki tüm programlar (örneğin Chrome, Word gibi programlar ya da bizim yazdığımız programlar) kullanıcı modunda çalışırlar.

Daha önceden de belirtildiği gibi Intel işlemcileri reset edildiğinde "gerçek mod (real mode)" denilen bir moddan çalışmaya başlar. Gerçek mod işlemcinin 1978 yılında tasarlanmış olan 8086 işlemcisi gibi çalıştığı moddur. (DOS işletim sisteminin ilk kez 8086 işlemcisi için yazılmıştır.) Gerçek modda koruma mekanizması kullanılamamaktadır. Koruma mekanizmasının kullanılabilmesi için işlemcinin korumalı moda (protected mode) geçirilmesi gerekir. Intel işlemcilerinin korumalı moda geçirilmesi CR0 isimli bir kontrol yazmacının en düşük anlamlı bitinin 1 yapılmasıyla sağlanır. Bu yazmaç tamamen koruma mekanizmasıyla ilgili işlemlere yönelik bitlere sahiptir. CR0 yazmacının bitleri şöyledir:

Intel’de CR0 ve diğer kontrol yazmaçları diğer yazmaçlar gibi aritmetiksel ve bitsel işlemlere sokulamazlar. Bu yazmaçlar ancak başka genel amaçlı yazmaçlar ile MOV işlemine sokulabilmektedir. O halde işlemciyi korumalı moda geçirme işlemini aşağıdaki gibi bir kodla yapabiliriz:

mov eax, cr0
or     eax, 1
mov cr0, eax

Intel işlemcileri korumalı moda geçirildiğinde çalışma biçimlerinde önemli farklılıklar oluşmaktadır. Bu nedenle bunları korumalı moda geçirmeden önce bizim bazı hazırlıkları yapmış olmamız gerekir. Ayrıca Intel işlemcilerinde koruma mekanizmasını yalnızca koruma amacıyla kullanılan bir mekanizma olarak düşünmek de doğru değildir. Tasarım gereği (geçmişe doğru uyumun korunması ile de ilgili olarak) bu işlemcilerin bazı özellikleri ancak koruma mekanizması aktive edildiğinde kullanılabilmektedir.

Read More