实模式与保护模式

实模式与保护模式     在是模式下，16位寄存器需要用“段：偏移”这种方法才能达到1MB的寻址能力，如今我们有了32位寄存器，一个寄存器就可以寻址4GB的空间，  是不是从此段值就被抛弃了？，在新的政策下地址仍然用“段：偏移”这样的形式来表示，只不过保护模式下的“段”的概念发生了根本性的变化，是模式下段值还是可以看成地址的一部分的，段值为XXXXh表示以XXXX0h开始的一段内存，而保护模式下 虽然段值仍然由原来的16位的CS，DS等寄存器表示，但此时它仅仅变成了一个索引，这个索引指向一个数据结构的一个表项，表项中详细定义了段的起始地址，界限，属性等内容  这个数据结构就是GDT（global description table）     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   转自：http://www.zeroplace.cn/article.asp?id=158   在保护模式下,段寄存器的内容已不是段值,而称其为选择子.该选择子指示描述符在上面这三个表中的位置,所以说选择子即是索引值。当CPU要寻址一个段时，就会使用16位的段寄存器中的选择符来定位一个段描述符。在80x86 CPU中，段寄存器中的值右移3位即是描述符表中一个描述符的索引值。13位的索引值最多可定位8192（0～8191）个描述符项。选择符中位2（TI）用来指定使用哪个表。若该位是0则选择符指定的是GDT表中的描述符，否则是LDT表中的描述符。           文章出处：DIY部落(http://www.diybl.com/course/6_system/linux/Linuxjs/20090312/160871.html#)   图中画出了具有两个任务时的情况。可以看出，每个任务的局部描述符表LDT本身也是由GDT中描述符定义的一个内存段，在该段中存放着对应任务的代码段和数据段描述符，因此LDT段很短，其段限长通常只要大于24字节即可。同样，每个任务的任务状态段TSS也是由GDT中描述符定义的一个内存段，其段限长也只要满足能够存放一个TSS数据结构就够了。   对于中断描述符表IDT，它保存在内核代码段中。由于在Linux 0.12内核中，内核和各任务的代码段和数据段都分别被映射到线性地址空间中相同基址处，且段限长也一样，因此内核的代码段和数据段是重叠的，各任务的代码段和数据段分别也是重叠的，如5-10和图5-11所示。任务状态段（Task State Segment，TSS）用于在任务切换时CPU自动保存或恢复相关任务的当前执行上下文（CPU当前状态）。例如对于切换出的任务，CPU就把其寄存器等信息保存在该任务的TSS段中，同时CPU使用新切换进任务的TSS段中的信息来设置各寄存器，以恢复该任务的执行环境，参见图4-37。在Linux 0.12中，每个任务的TSS段内容被保存在该任务的任务数据结构中。另外，Linux 0.12内核中没有使用到GDT表中第4个描述符（图中syscall描述符项）。从如下所示的include/linux/sched.h文件中第201行上的原英文注释可以猜想到，Linus当时设计内核时曾经想把系统调用的代码放在这个独立的段中。   GDTR LDTR