标签：请求 toc 格式 windows系统 地址空间 页管理 段描述符 The 线性
1982年，intel推出了80286处理器，第一次提出了保护模式，在保护模式下，段寄存器中存储的不再是段基址，而是段选择子。
真正的段基址存储在描述符高速缓存中，80286处理器访问内存，不需要段寄存器左移加上偏移。
在x86体系的CPU下，支持三种模式
实模式：兼容16位CPU的模式，当前的PC系统处于实模式（16位模式）运行状态，在这种状态下软件可访问的物理内存空间不能超过1MB，且无法发挥Intel 80386以上级别的32位CPU的4GB内存管理能力。实模式将整个物理内存看成分段的区域，程序代码和数据位于不同区域，操作系统和用户程序并没有区别对待，而且每一个指针都是指向实际的物理地址。这 样，用户程序的一个指针如果指向了操作系统区域或其他用户程序区域，并修改了内容，那么其后果就很可能是灾难性的。
保护模式：操作系统所在模式，只有在保护模式下，80386的32根地址线有效，可以寻址高达4G字节的线性内存空间和物理内存空间，可访问64TB的逻辑地址空间（有214个段，每个段最大空间为232个字节），可采用分段管理存储机制和分页管理存储机制。这不仅为存储共享和保护提供了硬件支持，而且为实现虚拟存储提供了硬件支持。通过提供4个特权级（R0 ~ R3）和完善的特权级检查制，既能实现资源共享又能保证代码数据的安全及任务的隔离。保护模式下有两个段表：GDT和LDT
虚拟8086模式：可以模拟多个8086执行多任务
保护模式部分内容：
CS段寄存器的值，决定特权等级R0 ~ R3
8086寄存器主要是16位的，共4个CS DS ES SS
32位处理器内，增加了两个：FS GS
32下的段寄存器又分为两部分，16位可见部分，每一个寄存器还有一个不可见部份，称之为描述符高速缓存器，用来存放段的基地址，范围和属性。
什么是段选择子？
段寄存器可见部分存储的值我们称之为段选择子，共16位
| 13位描述符表索引 | 1位：T1 TI = 0 GDT TI = 1 LDT | 2位：RPL |
|---|---|---|
段寄存器中不可见部分的值，来自于一个叫做描述符表的数组，可见部分的高13位是数组的下标。
当段寄存器被赋值的时候，实际上会从描述符表中的一个描述符中读取数据，将数据加载至段寄存器不可见部分。
TI位表明的是查找全局描述表GDT(Global Descriptor Table),还是局部描述表LDT（L**ocal Descriptor Table）。Windows系统并没有使用局部描述符表LDT。
段描述符的结构：
typedef struct Descriptor{
unsigned int base; // 段基址
unsigned int limit; // 段限长
unsigned short attribute; // 段属性
}
在保护模式下，增加了很多机制，使得段产生了不少种类：
数据段（用于存储程序，供程序读写）
代码段（用于执行代码）
系统段（用于操作系统提供特殊功能）
每个段描述能够描述出一段内存从哪里开始，到哪里结束，还能描述这个段是什么类型（代码段、数据段、系统段），当然，也能描述这个段是否可读，是否可写，是否可执行，甚至还能描述这个段的权限是什么，在什么权限下才能使用这一段内存。
通用断描述符
描述符有效位P位： 0无效 1有效
段限长Limit:处理器会把段描述符。两个段限长字段组合成一个20位的值，并根据颗粒度标志G来指定段限长Limit值的实际含义
粒度位G：
G = 0；Limit的单位是字节，段的大小范围为1字节到1Mb(0~0xFFFFF) , 每个单位为1字节。
G = 1；Limit的单位是4KB，段的大小范围是1字节到4Gb(0~0xFFFFFFFF), 每个单位为4Kb。
基地址字段Base：描述了一个段的起始位置，由三个部分组成，一共是32位，段基地址可以是0~4GB范围内的任意地址（这同实模式不同，实模式下段基地址要求16字节对齐）。但是，为了让这个程序具有最佳性能，还是建议段基地址对齐16字节边界。
S与TYPE：应用程序有数据段和代码段，CPU还有系统段和门描述符，他们用来管理事物、异常和中断。并非所有的描述符都定义一个段，门描述符中存放着一个指向过程入口点的指针，S和Type字段表明了描述符的类型信息。
| S位 | S = 1代表是一个代码段或者数据段，S = 0代表是一个系统段 |
|---|---|
| Type域 | 一共4位，S为不同代表的含义不同 |
L位：是64位代码段标志，保留此位给64位处理器使用
AVL：是软件可以使用的位，通常由操作系统来用，处理器并不使用它
DPL：存在于段描述中，描述了访问本段的内存所需要的权限
B = 1，内存寻址是32位，堆栈使用ESP，段的内存最大大小为4GB
B = 0，内存寻址是16位，堆栈使用SP，段的最大大小位64KB
A访问位
表示该位最后一次被操作系统清零后，该段是否被访问过，每当处理器将该段选择符置入某个段寄存器时，就将该位置1
W是否可写
指示段的读写属性
W = 0；段不允许写入，否则会引发处理器异常中断
W = 1；段允许写入
扩展方向
E = 0；表示向上扩展的段（上扩段），逻辑地址中的偏移范围可以从0到Limit
E = 1；表示向下扩展的段（下扩段，通常是栈段），逻辑地址中的偏移范围可以从Limit到0xFFFF（B = 0）或者0xFFFF_FFFF(当B = 1)时。
代码段描述符
B位：
B = 1，内存寻址是32位，堆栈使用ESP，段的内存最大大小为4GB
B = 0，内存寻址是16位，堆栈使用SP，段的最大大小位64KB
A访问位
表示该位最后一次被操作系统清零后，该段是否被访问过，每当处理器将该段选择符置入某个段寄存器时，就将该位置1
W是否可写
指示段的读写属性
W = 0；段不允许写入，否则会引发处理器异常中断
W = 1；段允许写入
扩展方向
E = 0；表示向上扩展的段（上扩段），逻辑地址中的偏移范围可以从0到Limit
E = 1；表示向下扩展的段（下扩段，通常是栈段），逻辑地址中的偏移范围可以从Limit到0xFFFF（B = 0）或者0xFFFF_FFFF(当B = 1)时。
代码段描述符
D位：
D = 1，默认值是32位的地址和32位或者8位的操作数
D = 0，默认值是16位的地址和16位或者8位的操作数
A（已访问）
表示该位最后一次被操作系统清零后，该段是否被访问过，每当处理器将该段选择符置入某个段寄存器时，就将该位置1
R位（可读）
堆栈必须R = 0，代码段不可读，只能执行
R = 1；代码段可读，可执行
在保护模式下，代码段是不可写的
C位（一致性
C = 0；表示非一致性代码段，这样的代码段可以被同级代码段调用，或者通过门调用。
CS寄存器只能存放可执行段的选择符
不可读可执行段的选择符不能被加载进入数据段寄存器（因为数据段都是可读的）
指令访问一个段，段描述符已经被加载到段寄存器，指令只能用某些预定义的方法来访问某些段
不能写可执行段（代码段不可写）
不能写一个可写位没有设置的数据段
不能读可读位没有设置的可执行段
当我们给段寄存器赋值的时候，实际上是从GDT中获取相应的段描述符加载到段寄存器的不可见部分。
权限检查的三个概念：
CPL:当前代码的执行权限，CS段的B0和B1
DPL:存在于段描述符中，描述了访问本段的内存所需要的权限
RPL:存在于段寄存器加载时的段选择子中，描述了访问者使用什么样的权限对目标进行访问
在一个系统中, 描述符的种类有多个, 分别有数据段,代码段, 系统段. 系统段又分为多种,有调用门,中断门,陷阱门,任务门. 因此, 在一个系统中, 描述符是存在多个的. 这些描述符被统一打包存储在内存中, 它们所形成的一个数组被称之为全局描述符表.
全局描述符的小标则保存于16位的段寄存器中.
一个16位的段寄存器实际由一下部分组成:
段寄存器实际的长度为96位, 16位的值, 只是寄存器的可见部分, 段寄存器还有80位是隐藏部分 , 这个隐藏部分只能被CPU所操作,无法通过任何指令来操作它.
这可见部分的16位的值也并非全部用于保存全局描述符的下标, 它被划分为以下格式:
也就是说, 只有13位是用于保存全局描述符表的下标.
T1 - 用于记录,保存的下标是GDT(全局描述符表)的还是LDT(本地描述符表)的(windows操作系统没有LDT)
RPL - 当前请求级别 , 用作权限检查. 一共有4个值: 0~3 , 数值越小,权限越大, 0代表最高权限.
由于段寄存器用于保存段选择子, 因此, 给一个段寄存器赋值,就不单单是赋值一个数字了,例如:
mov ax,2Bh
mov ds,ax
这条指令可看成将0x2B赋值给ds寄存器, 实际不是.
将0x2b的二进制展开: 0000 0000 0010 1011 , 段选择子的格式为: 13 : 1 : 3.
那么在0x2b这个数中, 描述符表索引,T1位,RPL分别为:
也就说, 0x2b这个数代表的是GDT表中第5个段描述符. 当前请求级别为最低权限的2。
mov ds,ax这条指令执行之后做了什么?
CPU执行这条指令后, 会将GDT表中第5个段描述符存储在段寄存器隐藏部分, 将段选择子存储到16位可见部分. 当然, 在做这些之前, CPU还需要做权限检查。
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原文地址：https://www.cnblogs.com/TJTO/p/11414726.html
