为什么x86分页没有特权环的概念？

早在 1982 年，当 Intel 发布 80286 时，他们在分段方案中添加了 4 个特权级别（环 0-3），由全局描述符表 (GDT) 和局部描述符表 (LDT) 中的 2 位指定。

在 80386 处理器中，Intel 添加了分页功能，但令人惊讶的是，它只有 2 个权限级别（管理员和用户），由页目录项 (PDE) 和页表项 (PTE) 中的单个位指定。

这意味着仅使用分页的操作系统（如大多数现代操作系统）无法从环 1 和环 2 的存在中受益，而环 1 和环 2 可能非常有用，例如对于驱动程序。 （例如，Win9x 经常崩溃，因为它将有缺陷的未经检查的驱动程序加载到环 0 中）。

从可移植性的角度来看，环 1 和环 2 的存在是 x86 架构的一个怪癖，便携式操作系统不应该使用它们，因为其他架构只有 2 个特权级别。

但我确信英特尔工程师在 1985 年设计 386 时并没有考虑到其他平台的可移植性。

那么为什么 Intel 不允许分页有 4 个特权级别，比如分段呢？

我想到的一个猜测是，英特尔打算在 Ring 1 代码运行时，is主管，“主管”环3代码。环 1 未运行under ring 0.

如果环 1 代码想要调用环 0 代码，它可以通过调用门进行调用，环 0 代码可以将 CR3 更改为页表，其中包含环页表中不存在的物理页的映射使用了 1 或 2 个代码。

我真的对这个东西了解不多，但是https://wiki.osdev.org/Task_State_Segment https://wiki.osdev.org/Task_State_Segment显示 TSS 包含 CR3 字段，因此使用硬件任务切换我猜测通过调用门进行调用可以直接触发 CR3 更改。 （所以调用目标not已经必须被映射，否则环 1 / 2 代码可能会修改它。或者它可以与页表本身和 GDT 一起映射为只读，以通过修改它来阻止环 1 代码接管环 0。）

这意味着操作系统仅使用分页[...] 无法从环 1 和环 2 的存在中受益

这是你的错误：你不能“仅使用分页”。即使在普通 x86 操作系统（具有平面内存模型）上从用户空间进行中断处理也需要设置 TSS 内容，以在切换到内核模式时将 ESP 设置为内核堆栈指针，即使您不使用硬件任务-交换。

x86 有“任务门”和“调用门”以及各种非常复杂的东西，我希望我不必完全理解，但我希望花一些时间阅读它可能会对这些事情有所了解386 的架构师认为操作系统可能想做。

Separate from my previous guess (about ring 1 supervising ring 3), perhaps Intel expected OSes to use segmentation to separate ring 1 / 2 from ring 0 memory in the same page table if desired¹. As you say, they probably weren't trying to create something that portable microkernel OSes could just use as a bonus.

内核可以自行决定虚拟地址空间的布局，因此它可以很好地分配其中的块供环 1 代码使用，在调用它时适当地设置 CS/DS/ES/SS。

不过，我认为这意味着非平面模型，因为 x86 分段使地址从 0.. 限制开始 https://wiki.osdev.org/Segment_Limits，不是例如允许访问从低到高的一系列虚拟地址，而不改变指针的含义。

脚注1:

在ring 0和ring 1之间是否需要有完整的内存保护？操作系统可能将环 1 用于半可信代码。

一些特权指令需要环 0，因此环 1 可以阻止意外发生。 IO权限级别可以单独设置，以允许cli and in/out在环 > 0 中，但其他指令如invlpg https://www.felixcloutier.com/x86/invlpg, lgdt https://www.felixcloutier.com/x86/lgdt:lidt, and mov cr, reg https://www.felixcloutier.com/x86/mov-1需要实际的环 0。