【从头开始写操作系统系列】实现一个 GDT（3）

上两篇文章，【从头开始写操作系统系列】实现一个-GDT（1）、【从头开始写操作系统系列】实现一个-GDT（2），主要介绍了段描述符结构以及实现和选择子结构。这篇文章，我们结合之前所述，对 GDT 做一个总结。

全局描述符表（GDT）

全局描述符表是在保护模式下才用到的结构。在整个系统中，全局描述符表只有一张，可以放在内存的任何位置，但是CPU必须知道它的入口地址，也就是其基地址（Base），Intel 处理器的设计者专门设计了一个寄存器用于存放该地址，叫GDTR。程序员将 GDT 设置于内存的某个位置之后，通过 lgdt 指令将其入口地址放于 GDTR 中，之后，CPU 会根据该寄存器的值来访问 GDT。

• GDTR 结构如下图：

段选择子（Selector）

在上一篇文章中我们已经知道，我们是通过段描述符在段描述符表中的位置来进行访问段描述符的。段选择子就是这样的一个16位的标识符，它标识了段描述符在段描述符表中的位置。

我们来看一下段选择子的结构：

• 索引：表示所需要的段在 GDT 中的位置

• TI：引用描述符表指示位。

  • TI = 0，表示从全局描述符表中读取描述符
  • TI = 1，表示从局部描述符表中读取描述符

• RPL：请求特权级，用于特权检查，占用两位，共有4级。

  • 说明：任务中的每一个段都有一个特权级，每当程序想要访问一个段时，要将该程序所拥有的特权级与要访问的段特权级进行比较，来决定是否能访问该段。系统规定，CPU 只能访问同一特权级或较低特权级的段。

我们来举一个例子：

将逻辑地址（21h:12345678h）转换为线性地址。

• 选择子（21h）

  SEL = 21h = 0000000000100 0 01

  INDEX = 0000000000100， TI = 0， RPL = 01

  表示：从 GDT 中读取第4个（0100b）描述符，特权级为01

• 偏移量（12345678h）

  线性地址 = 12345678h + GDT 中第4个描述符的基地址（Base）

局部描述符表（LDT）

局部描述符表（LDT）在系统中可以有若干张，一个任务可以有一张。LDT 和 GDT 在本质上是相同的，LDT 嵌套在 GDT 中。LDTR 记录 LDT 的起始地址，其中的内容是一个选择子，LDTR 在程序中可以通过 lldt 指令随时改变。由于 LDT 也是一段内存，也是一个段，因此同样需要一个描述符描述它，这个描述符存在于 GDT 中，并且这个描述符也对应一个选择子，LDTR 中存放的就是这个选择子。

具体结构如图：

我们再来举一个例子：

在表LDT2中选择第三个描述符所描述的段的地址12345678h

• 首先，装载 LDTR 使其指向 LDT2，使用 lldt 指令将 Selector2装载至 LDTR

• 通过逻辑地址（SEL:OFFSET），将 SEL 的 Index = 3（选择第三个描述符），TI = 1（在 LDT 读取描述符），OFFSET = 12345678h，因此逻辑地址为：(1C:12345678h)

• 由 SEL 选择出相应的段描述符，段描述符中的基地址（Base）+ OFFSET 即为线性地址。

总结

这篇文章，我们介绍了一下局部描述符表，并且复习和补充了关于 GDT 的知识。现在，我们了解了 GDT,GDT 是系统进入保护模式必备的结构。因此，接下来我们会进入保护模式的世界。后边的文章将会讨论，系统是怎么从实模式跳转到保护模式的。

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