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用户程序 A 君，是某酒店公寓的新住户，该公寓有若干层，每层有若干寓所，还包括公用的日用百货仓库间，会所等公共设施，是一座自助式的电子化的公寓大厦。
这一天是用户程序 A 君，新入住公寓的日子，管理员 OS 交给了 A 君自己寓所的电子门匙，A 君要凭这条电子门匙在公寓的管理系统里找到自己的寓所。
5.1、寻找 room 的 key：segment registers 和 selectors
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OS 载入用户程序 A，A 从 OS 里接过控制权，A 找到自己的执行代码然后跳转到自己的代码执行，OS 通过 call 跳转到用户程序 A 执行。
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（１）用户程序 A 君从管理员 OS 接过属于自己的 key，A 君用这把电子门匙在公寓管理系统的检索模块进行验证，管理系统正在验证匹配中... ...
电子门匙内部是一块芯片，芯片存储着这条 key 对应的寓所的相关信息。管理系统从这条电子门匙中读取信息... ...
5.1.1、开启 room 的 key: segment registers（CS、DS、SS、ES、FS & GS）
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segment registers 事实上就是这把电子门匙，不过 segment registers 仅仅是个载体，即：segment registers 是存储相关的 descriptors 信息的载体，光有载体而失去里面的 descriptors 信息，这把门匙等于是没用。 |
segment registers 是个 16 位宽的 registers，segment registers 里装载的是 selector 以及相应的 descriptors 信息。x86 体系使用分段式的内存管理机制，将线性的内存区域分成若干个区域，这个区域的起始地址，区域的大小及相关的属性信息将用一个 descriptors（描述符）的结构存储起来。
5.1.2、 key 里的索引信息： selectors
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前面已经提过，光有 segment registers 这个载体是不够的，这个载体首先要存储索引信息，这就叫做 selector。通过 selectors 索引子到出相关的描述段结构的信息 descriptors （描述符） |
看一看 selector 的结构：
16 位宽的 selector 分成三个域：
0000000000000 X XX
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| | +------------> RPL (Requestor Privilege Level)
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| +------------------> TI ( Table Index)
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+-----------------------------> SI (Selector Index)
RPL (Requestor Privilege Level)：实际上 RPL 的作用是构建一个集线器部件。
TI ( Table Index)：指引在 GDT 表还是在 LDT 中寻找 descriptors，0 --- GDT 1 --- LDT
SI (Selector Index)：这是真正的索引子，这个域形成一个数值，在相应的 descriptor table 中接这个数值寻找。
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情景提示： x86 的权限级别分为 0 ~ 3 级，共 4 个权限级别。对于 segment 级保护措施来说，0 级为最高权限级别，依次是1、2 级，最低是 3 级。 对于 page 级的保护措施来说，只有 2 个级别：0 ~ 2 属于 supervisor 级别，3 级则属于 user 级。 |
用户程序通过使用不同的 RPL 来访问不同权限的代码段：
+---------> selector A（0x11） -----+
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user A ------------> +---------> selector B （0x10） -----| ----+
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+----------> selector C （0x13） -----+ |
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+------------------------+
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V
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code 3
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code 2
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code 1
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code 0
selector A 是 0x11，表示： RPL = 1，TI = 0，SI = 2
selector B 是 0x10，表示： RPL = 0，TI = 0，SI = 2
selector C 是 0x13，表示： RPL = 3，TI = 0，SI = 2
code 3 ~ code 0 分别是运行在权限级别为 3 ~ 0 的代码
这 3 个 selector 都是在 GDT 表上索引第 2 个 descriptor，所不同的是各自使用了不同的请求权限。
若当前 CPL = 2：
(1) 用户代码 A 可以使用 selector A 和 selector B 通过 call/jmp 来访问 code 2 ，效果是完全一样的。
(2) 用户代码 A 可使用 selector A、selector B 以及 selector C 通过 3 级的 gate 来访问 code 0 与 code 1 代码。
(3) 用户代码不能使用这 3 个 selector 来达到访问 code 3 代码。
使用同样的 descriptor index 但使用不同 RPL 的 selector 达到访问不同权限级别的代码。
特别的 selector： NULL selector
当 TI = 0，意味着将 GDT 寻找到 descriptor，当 RPL = 0 以及 SI = 0 时，即 selector 等于 0 时，这是一个特别的 selector，被称为 NULL selector。
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NULL Selector： 在 GDT 表的第一个 entry，即索引为 0 的第 1 个 descriptor，这个 descriptor 是个无效的不可用的 descriptor，设计这样一个 selector 的目的，是防止 0 值被加载到 CS 和 SS。 当一个 0 值被加载到 CS 和 SS 时，将会产生 #GP 异常。 |
实际上，当 SI = 0、TI = 0 时，但 RPL 不等于 0，即 0x00 ~ 0x03 的 descriptors 也是 NULL selectors ，这样的 Null Selector 被加载到 CS 和 SS 同样会产生 #GP 异常。
5.1.3、 descriptor 的载体： segment register
前面已经提到：segment registers 相当于 key，而这把 key 内信息才是最重要的，才是最终的目的。
segment register 的结构：
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segment register 在物理上分为 2 部分：用户可见的 selector 部分和用户不可见的隐藏部分，用户可见的 selector 为 16 位宽，这个 selector 就是被加载进 segment register 的 selector。 隐藏部分仅对 processor 可见，这部分存储着被加载的 descriptor 信息，包括：base、limit 以及 attribute 部分。 |
base 是 64 位宽，但在 x86 下 base 高 32 位不可用，意即为 32 位宽。limit 固定为 32 位宽，在 x64 下 limit 是无效的， limit 仅在是可用的，所以 limit 固定为 32 位。
接下来，attribute 推测为 16 位宽，Intel 和 AMD 都没明显说明 attribute 是多少。
descriptor 的载体：
| 当 selector 加载进 segment registers，processor 根据 Selector.TI 在 GDT 或者 LDT 搜索对应的 Descriptor，将 Descriptor 的相应部分加载到 segment register 的隐藏部分。 |
以 CS 为例：
当 selector 0x13 被 load 到 CS，Selector.TI = 0、Selector.SI = 2，那么 processor 在 GDT 中寻找第 2 个 descriptor，当通过了权限检查后，这个 descriptor 的 base、limit 及 attribute 被相应加载到 CS.base、CS.limit 及 CS.attribute 域。CS.selector 保持不变。
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情景提示： 在实模式下，相关的保护模式的数据结构不可用，descriptors、GDT 等数据结构是不存在的。当 selector 0x13 被 load 到 CS 时，processor 作如下处理： CS.base = selector << 4，selector 左移 4 位加载到 base 域，即 base 变成了 0x00000130，Selector.RPL 及 Selector.TI 是不可用的。 |
这就是实模式分段管理模式的典型内存寻址：段寄存器左移 4 位 + offset。
有一点值得注意的是：
descriptor 里描述的 limit 只有 20 位宽，在加载到 segment register 里时，limit 被扩展到 32 位宽后再加载到 segment register 里。
具体的扩展措施是：descriptor 的 G 标志位代表粒度，G = 1 表示 limit 域的粒度为 4K (4096 bytes)，G = 0 表示 limit 域的粒度为 1 byte。因此 G = 1 时：32 位 limit = 4096 * limit + 0xFFF，G = 0 时：32 位 limit = 1 * limit。
5.2、 descriptors 是怎样描述 segment 信息的？
descriptors 描述符，顾名思义就是描述 segment 相关信息的数据结构，定义了 segment 的基址，长度、类型及相关属性。不同类型的 descriptors 有不同的意义。
总体上有 2 种类型的 descriptors：user 描述符和 system 描述符。由 descriptors 结构的 S 标志位指出。user 描述符就是指基本的 segment descriptors，system 描述符包括有 LDT descripts、TSS descriptors 和各种 Gate descriptors。
5.2.1、理解 descriptors 结构是很容易的，基本上 descriptors 结构描述的无非就是以下几个信息：
(1) segment 的基址，即 base
(2) segment 的长度，即 limit
(3) segment 的类型，即 S（System 标志位）。
(4) segment 的具体类型，在确定 descriptors 是 System 还是 user 后，还要定义具体的类型，如：code segment / date segment、LDT / TSS 还是 Gate（什么类型的 gate）。
(5) segment 的属性，接下来就是 descriptors 相关的属性，如：G（粒度标志位）、D/B（缺省 operand）、L（long mode）等
(6) 最后就是访问该 segment 的权限，即 DPL（Descriptor Privlilege-Level）
下面是 x86 下的 segment descriptor 结构：
例 5.2.1.1
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struct x86_descriptor_struct { /**** descriptor 的前 4 字节 ****/ int limit_lo : 16; /* low 2 bytes of segment limit */ int base_lo : 16; /* low 2 bytes of segment base */ /**** descriptor 的后 4 字节 ****/ int base_3rd : 8; /* 3rd byte of segment base */ int type : 4 ; /* descriptor type */ int S : 1; /* System flag bit */ int DPL : 3; /* Descriptor Privilege Level */ int P : 1; /* persent bit */ int AVL : 1; /* avallable bit */ int limit_hi : 4; /* hight one byte of segment limit */ int L : 1; /* x86: reserved bit, x64 : L bit : long bit */ int D : 1; /* Default bit */ int G : 1; /* Granularlty bit */ int base_hi : 8 /* hight one byte of segment base */ }; |
5.2.2、descriptor 结构的 size
这个也很好理解：
(1) base 是 32 位
(2) limit 是 20 位（前面已经说过 descriptors 结构里的 limit 域是 20 位）
(3) S 标志位占 1 位 加上相关的属性及类型
相信已经道结果了：x86 下的 descriptors 结构是 8 个字节，即 64 位，因为 base 已经是 4 个字节了，加上 limit 及其它域就是 8 个字节。这样 descriptors 结构是 8 bytes 边界对齐的。
那么，在 x64 的 long mode 下情况稍有些复杂：
（１）由于 long mode 下采用了单一内存管理模式，有效地屏蔽了 segmentation 分段机制的内存管理模式，base、limit 及相关的属性都是无效的，因此，在 long mode 下，user 描述符，即 segment descriptors 结构依旧是 8 bytes 长。
（２）对于 System 描述符，由于 base 需要指出具体值，因此，long mode 下，System 描述符是 16 bytes 长的。典型的如：Call Gate descriptors 结构，需要指出具体 64 位的 offset 值 及 16 位的 selector 值，因此它是 16 bytes 边界对齐的。
5.2.3、 segment 的 base
x86 下的 descriptor 描述 segments base 是 4 bytes 32 位地址。前面提到过 x86 下 descriptors 结构是 8 bytes 64 位结构。
由例 5.2.1 可知，4 bytes 的 segment base 分布在 descriptor 的 8 bytes 空间里的第 3 字节 ~ 第 5 字节以及第 8 个字节，两部分组成 4 个字节。
在 x64 long 模式下的 segment descriptor 它的 base 是无效的，因此，它不描述的 segment base。
5.2.4、 segment 的 limit
同样，segment limit 仅在 x86 & x64 的 32 位环境中才有效，在 long mode 是无效的。前面已经提到：limit 在 descriptor 结构是 20 bit，它如何描述 segment 的 32 位长度呢？
（１）G ＝1： limit = 4096 * limit + 0xFFF
（２）G = 0： limit = 1 * limit
最终，形成的 32 位的 limit 会被加载到 segment register 的 limit 域里。
5.2.4.1、processor 是怎样检查 segment 的 limit
对于 CS 来说，它描述的 segment 是 Expand-Up 类型的。那么，对于 Expand-Up 类型的 segment 来说，检查 limit 是否超限相对简单。
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情景提示： 当 G = 0 时：segment 的范围是：base ~ base + limit 当 G = 1 时：segment 的范围是：base ~ base + limit * 4096 + 0xFFF |
这里有 2 个比较特殊的情况：
(1)、当 G = 0 时，若 limit = 0，那么 segment 的宽度是 1 byte，segment 范围是：base ~ base + 1
(2)、当 G = 1 时，若 limit = 0，那么 segment 的宽度是 0xFFF， segment 范围是：base ~ base + 0xFFF
对于描述 Expand-Up 类型的 segment descriptor，它描述的 segment 的宽度是在粒度内，因此：当 G = 0 时，segment 的宽度 1 byte，而 G =1，segment 宽度是 4095，也就是 0xFFF。
5.2.4.2、 下面解释一下为什么 G = 1 时要加上 0xFFF 这个值
以 descriptor 20 位的 limit 饱和时：limit = FFFFF 为例，若 G = 1，那么此时，它是描述饱和的 32 位空间，即 4G 空间。
看一看：
limit = 4096 * limit = 1000h * limit，也就是 limit << 12 结果是：FFFFF000，此时的还不足描述 4G 空间，因此必须加上 0xFFF 这个值，类似补码的特征。
此时：FFFFF000 + FFF = FFFFFFFF 这就能表示完整的 4G 空间。
5.3、 descriptors 存放的地方：descriptor table
没错！若干个 descriptors 存放在一个连续的空间，形成数组形式的结构，这个数组就被称为 descriptor table。以前面例 5.2.1.1 定义的 descriptor 结构来说，那么，descritptor table 结构就是这样的：
descriptor table 结构：
| struct x86_descriptor_struct dtable[n]; /* descriptor table 结构*/ |
上面定义了 descriptor table 结构。
5.3.1、 descriptor table 的类型
有三种类型的的 descriptor table：GDT（Global Descriptor Table）、LDT（Local Descriptor Table）以及 IDT（Interrupt Descriptor Table）。这三种 descriptor table 能容纳的 descriptors 类型是不同的。
GDT 容纳所有类型的 descriptors，包括：segment descriptor（code segment & data segment）、system descriptors（LDT descriptor、TSS descritpor、所有的 gate descriptor）。
LDT 容纳 segment descriptor 以及 gate descriptor。
IDT 仅容纳 interrupt gate descriptor、trap gate descriptor 和 task gate descriptor，但不包含 call gate descriptor。
5.3.2、 descriptor table 的容量
descriptor table 的 base 存储在相应的 descriptor table register 中：
(1) GDT base 存放在 GDTR 中
(2) LDT base 存放在 LDTR 中
(3) IDT base 存放在 IDTR 中
同时，descriptor table register 还存储着 descriptor table 的 limit 值。descriptor table 的 limit 值是 16 位，即值为：FFFFh。
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情景提示： （１）selector 中有 13 位是表示 index 值，1111111111111b = 1FFFh = 8191，也就是说：index 的范围是 0 ~ 8191，共可以寻址 8192 个 descriptors。 （２）另一个角度来看：descriptor table register 中的 limit 是 16 位，值为 FFFFh，这是一个字节值。在 x86 下 descriptor 的 size 是 8 bytes，那么它容纳的 descriptors 数是: FFFFh / 8 = 1FFFh = 8191，也就是 FFFFh >> 3 = 1FFFh 刚刚好是：8191，这和 selector 中的最大可容纳的 index 值是一样的。 （３）在 x64 的 long 模式下，system descriptor 和 gate descriptor 是 16 bytes。那么，它能容纳的 descriptors 数是：FFFFh / 16 = FFFF >> 4 = FFFh = 4095，selector 仅能索引到 4095，若是 selector 的 index 为 4096 时将产生越界，引发 #GP 异常。 |
以 GDT 为例，加载 base 到 GDTR 的指令是 LGDT，指令形式是 LGDT dword ptr [dtr]。这个 dtr 地址处存放着 descriptor table 的 base 和 limit 值。低 16 位是 limit，高 32 位是 base 值。
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/* * 假如 selector 的 TI 为 0 时，在 gdt 中索引。 * 假始 selector 的 TI 为 1 时，则在 LDT 中索引。 */ if (selector.TI == 0) base = gdtr.base; else base = ldtr.base; |
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/* * 根据 selector 的 SI (索引值）在 base 索引。 * 索引因子是 sizeof(descriptor)，x86/x64 的 segment descriptor 是 8 个字节的 * 所以，等于乘上 8 */ descriptor = base + selector.SI * sizeof(descriptor); /* base + SI * 8 */ |
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原文地址：http://www.cnblogs.com/Acg-Check/p/4268108.html
