Linux0.11内核--32位保护模式GDT(全局描述符表)

在Protected Mode下，一个重要的必不可少的数据结构就是GDT（Global Descriptor Table）。

为什么要有GDT？我们首先考虑一下在Real Mode下的编程模型：

在Real Mode下，我们对一个内存地址的访问是通过Segment:Offset的方式来进行的，其中Segment是一个段的Base Address，一个Segment的最大长度是64 KB，这是16-bit系统所能表示的最大长度。而Offset则是相对于此Segment Base Address的偏移量。Base Address+Offset就是一个内存绝对地址。由此，我们可以看出，一个段具备两个因素：Base Address和Limit（段的最大长度），而对一个内存地址的访问，则是需要指出：使用哪个段？以及相对于这个段Base Address的Offset，这个Offset应该小于此段的Limit。当然对于16-bit系统，Limit不要指定，默认为最大长度64KB，而 16-bit的Offset也永远不可能大于此Limit。我们在实际编程的时候，使用16-bit段寄存器CS（Code Segment），DS（Data Segment），SS（Stack Segment）来指定Segment，CPU将段积存器中的数值向左偏移4-bit，放到20-bit的地址线上就成为20-bit的Base Address。

到了Protected Mode，内存的管理模式分为两种，段模式和页模式，其中页模式也是基于段模式的。也就是说，Protected Mode的内存管理模式事实上是：纯段模式和段页式。进一步说，段模式是必不可少的，而页模式则是可选的——如果使用页模式，则是段页式；否则这是纯段模式。

既然是这样，我们就先不去考虑页模式。对于段模式来讲，访问一个内存地址仍然使用Segment:Offset的方式，这是很自然的。由于 Protected Mode运行在32-bit系统上，那么Segment的两个因素：Base Address和Limit也都是32位的。IA-32允许将一个段的Base Address设为32-bit所能表示的任何值（Limit则可以被设为32-bit所能表示的，以2^12为倍数的任何指），而不象Real Mode下，一个段的Base Address只能是16的倍数（因为其低4-bit是通过左移运算得来的，只能为0，从而达到使用16-bit段寄存器表示20-bit Base Address的目的），而一个段的Limit只能为固定值64 KB。另外，Protected Mode，顾名思义，又为段模式提供了保护机制，也就说一个段的描述符需要规定对自身的访问权限（Access）。所以，在Protected Mode下，对一个段的描述则包括3方面因素：【Base Address, Limit, Access】，它们加在一起被放在一个64-bit长的数据结构中，被称为段描述符。这种情况下，如果我们直接通过一个64-bit段描述符来引用一个段的时候，就必须使用一个64-bit长的段积存器装入这个段描述符。但Intel为了保持向后兼容，将段积存器仍然规定为16-bit（尽管每个段积存器事实上有一个64-bit长的不可见部分，但对于程序员来说，段积存器就是16-bit的），那么很明显，我们无法通过16-bit长度的段积存器来直接引用64-bit的段描述符。

怎么办？解决的方法就是把这些长度为64-bit的段描述符放入一个数组中，而将段寄存器中的值作为下标索引来间接引用（事实上，是将段寄存器中的高13 -bit的内容作为索引）。这个全局的数组就是GDT。事实上，在GDT中存放的不仅仅是段描述符，还有其它描述符，它们都是64-bit长，我们随后再讨论。

GDT可以被放在内存的任何位置，那么当程序员通过段寄存器来引用一个段描述符时，CPU必须知道GDT的入口，也就是基地址放在哪里，所以Intel的设计者门提供了一个寄存器GDTR用来存放GDT的入口地址，程序员将GDT设定在内存中某个位置之后，可以通过LGDT指令将GDT的入口地址装入此积存器，从此以后，CPU就根据此积存器中的内容作为GDT的入口来访问GDT了。

GDT是Protected Mode所必须的数据结构，也是唯一的——不应该，也不可能有多个。另外，正象它的名字（Global Descriptor Table）所揭示的，它是全局可见的，对任何一个任务而言都是这样。

除了GDT之外，IA-32还允许程序员构建与GDT类似的数据结构，它们被称作LDT（Local Descriptor Table），但与GDT不同的是，LDT在系统中可以存在多个，并且从LDT的名字可以得知，LDT不是全局可见的，它们只对引用它们的任务可见，每个任务最多可以拥有一个LDT。另外，每一个LDT自身作为一个段存在，它们的段描述符被放在GDT中。

IA-32为LDT的入口地址也提供了一个寄存器LDTR，因为在任何时刻只能有一个任务在运行，所以LDT寄存器全局也只需要有一个。如果一个任务拥有自身的LDT，那么当它需要引用自身的LDT时，它需要通过LLDT将其LDT的段描述符装入此寄存器。LLDT指令与LGDT指令不同的时，LGDT指令的操作数是一个32-bit的内存地址，这个内存地址处存放的是一个32-bit GDT的入口地址，以及16-bit的GDT Limit。而LLDT指令的操作数是一个16-bit的选择子，这个选择子主要内容是：被装入的LDT的段描述符在GDT中的索引值——这一点和刚才所讨论的通过段积存器引用段的模式是一样的。

LDT只是一个可选的数据结构，你完全可以不用它。使用它或许可以带来一些方便性，但同时也带来复杂性，如果你想让你的OS内核保持简洁性，以及可移植性，则最好不要使用它。

引用GDT和LDT中的段描述符所描述的段，是通过一个16-bit的数据结构来实现的，这个数据结构叫做Segment Selector——段选择子。它的高13位作为被引用的段描述符在GDT/LDT中的下标索引，bit 2用来指定被引用段描述符被放在GDT中还是到LDT中，bit 0和bit 1是RPL——请求特权等级，被用来做保护目的，我们这里不详细讨论它。

前面所讨论的装入段寄存器中作为GDT/LDT索引的就是Segment Selector，当需要引用一个内存地址时，使用的仍然是Segment:Offset模式，具体操作是：在相应的段寄存器装入Segment Selector，按照这个Segment Selector可以到GDT或LDT中找到相应的Segment Descriptor，这个Segment Descriptor中记录了此段的Base Address，然后加上Offset，就得到了最后的内存地址。

以上摘自互动百科

GDT的结构图如下：

G：G=0时，段限长的20位为实际段限长，最大限长为2^20=1MB

G=1时，则实际段限长为20位段限长乘以2^12=4KB，最大限长达到4GB

D/B：当描述符指向的是可执行代码段时，这一位叫做D位，D=1使用32位地址和32/8位操作数，D=0使用16位地址和16/8位操作数。如果指向的是向下扩展的数据段，这一位叫做B位，B=1时段的上界为4GB，B=0时段的上界为64KB。如果指向的是堆栈段，这一位叫做B位，B=1使用32位操作数，堆栈指针用ESP，B=0时使用16位操作数，堆栈指针用SP。

DPL：特权级，0为最高特权级，3为最低，表示访问该段时CPU所需处于的最低特权级

type : 类型

type<8时

type>=8时