写在前面
添油加醋系列第二弹——剖析GDT
头文件：https://github.com/bajdcc/MiniOS/blob/master/include/gdt.h
实现：https://github.com/bajdcc/MiniOS/blob/master/src/kernel/gdt.c
话说C语言的话除了刷刷OJ外，就是用来实现操作系统这个大头了。C语言比C++少了很多很多臃肿的语法特性，写起来非常优美（至少写操作系统是这样的）。虽说C++有许多的奇技淫巧，一个算法有N种实现方法，但这会让选择恐惧症患者（比如我）难堪，比如说一个类要怎样写啊等等，，抛开其他不谈，假如一个语言的语法特性越少，学起来可能越简单（刚试过lua语法很简单）。OK废话不多说，进入本章主题（涉及OS的资料很杂很偏，如有错误望海涵）。
GDT的构成
这个网址不错（英文的）：Global Descriptor Table
首先，根据网上资料，GDT（全局描述符表）又叫段描述符表，暂且就这样认为吧，如有异议可以提出来。
一个GDT可能是这样的（GDT与LDT - Lan'Sir - 博客频道 - CSDN.NET）：
同样也是这样的（Global Descriptor Table）：
在代码中它又是这样：
// 全局描述符表结构 http://www.cnblogs.com/hicjiajia/archive/2012/05/25/2518684.html // base: 基址（注意，base的byte是分散开的） // limit: 寻址最大范围 tells the maximum addressable unit // flags: 标志位 见上面的AC_AC等 // access: 访问权限 struct gdt_entry { uint16_t limit_low; uint16_t base_low; uint8_t base_middle; uint8_t access; unsigned limit_high: 4; unsigned flags: 4; uint8_t base_high; } __attribute__((packed));
这时你的内心OS：
答案是——它们都是GDT。。
关于C语言的问题：首先，可能有些童鞋不知道struct里那些冒号是神马意思。（C语言 struct结构体的变量声明加冒号）这里叫作“位域”，就是占几个二进制位。同时，它又涉及内存对齐的概念（C语言 结构体的内存对齐问题与位域）。涉及__attribute__((packed))的概念（__attribute__ 你知多少？）它是手动设置对齐大小。
众所周知，一个字节byte是八个bit，那么结构体中有两个4bit的成员，不可能用16bit去容纳它们吧~让它们互相挤挤，节省空间，何乐而不为。
可能看到这里，已经花了好多时间了……没办法，OS的内容非常多，同时GCC的一些怪异偏僻用法又不得不去领会，所以只能一步步来，慢慢理解，急不得。
至于GDT为什么这样描述呢，我自创行不行？一个字——标准，你想改，可能你电脑里的硬件设施不答应……
GDT的存在意义
（GDT 与 LDT - hicjiajia - 博客园）描述得很清楚。
全局描述符表GDT（Global Descriptor Table）在整个系统中，全局描述符表GDT只有一张(一个处理器对应一个GDT)，GDT可以被放在内存的任何位置，但CPU必须知道GDT的入口，也就是基地址放在哪里，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的入口地址装入此寄存器，从此以后，CPU就根据此寄存器中的内容作为GDT的入口来访问GDT了。GDTR中存放的是GDT在内存中的基地址和其表长界限。也就是说，GDT是全局的，存放在内存中的某个位置，而这个位置是由你来指定给CPU的，换句话说，你来钦定！
设置GDT
现在知道了GDT的struct构成（就是一个个数组元素），那么我们要给CPU的就是一个gdt_entry数组地址啦~
那么设置gdt_entry的方法如下：
void gdt_install(uint8_t num, uint32_t base, uint32_t limit, uint8_t access, uint8_t flags) { /* Setup the descriptor base address */ gdt[num].base_low = (base & 0xffff); gdt[num].base_middle = (base >> 16) & 0xff; gdt[num].base_high = (base >> 24) & 0xff; /* Setup the descriptor limits */ gdt[num].limit_low = (limit & 0xffff); gdt[num].limit_high = ((limit >> 16) & 0x0f); /* Finally, set up the granularity and access flags */ gdt[num].flags = flags; access |= AC_RE; // 设置保留位为1 gdt[num].access = access; } 通过实例认识它： // 宏定义 #define AC_AC 0x1 // 可访问 access #define AC_RW 0x2 // [代码]可读；[数据]可写 readable for code selector & writeable for data selector #define AC_DC 0x4 // 方向位 direction #define AC_EX 0x8 // 可执行 executable, code segment #define AC_RE 0x10 // 保留位 reserve #define AC_PR 0x80 // 有效位 persent in memory // 特权位： 01100000b #define AC_DPL_KERN 0x0 // RING 0 kernel level #define AC_DPL_USER 0x60 // RING 3 user level #define GDT_GR 0x8 // 页面粒度 page granularity, limit in 4k blocks #define GDT_SZ 0x4 // 大小位 size bt, 32 bit protect mode // gdt selector 选择子 #define SEL_KCODE 0x1 // 内核代码段 #define SEL_KDATA 0x2 // 内核数据段 #define SEL_UCODE 0x3 // 用户代码段 #define SEL_UDATA 0x4 // 用户数据段 #define SEL_TSS 0x5 // 任务状态段 task state segment http://wiki.osdev.org/TSS // RPL 请求特权等级 request privilege level #define RPL_KERN 0x0 #define RPL_USER 0x3 // CPL 当前特权等级 current privilege level #define CPL_KERN 0x0 #define CPL_USER 0x3 ======================================================== /* Setup the GDT pointer and limit */ gp.limit = (sizeof(struct gdt_entry) * NGDT) - 1; gp.base = (uint32_t)&gdt; /* null descriptor */ gdt_install(0, 0, 0, 0, 0); /* kernel code segment type: code addr: 0 limit: 4G gran: 4KB sz: 32bit */ gdt_install(SEL_KCODE, 0, 0xfffff, AC_RW|AC_EX|AC_DPL_KERN|AC_PR, GDT_GR|GDT_SZ); /* kernel data segment type: data addr: 0 limit: 4G gran: 4KB sz: bit 32bit */ gdt_install(SEL_KDATA, 0, 0xfffff, AC_RW|AC_DPL_KERN|AC_PR, GDT_GR|GDT_SZ); /* user code segment type: code addr: 0 limit: 4G gran: 4KB sz: 32bit */ gdt_install(SEL_UCODE, 0, 0xfffff, AC_RW|AC_EX|AC_DPL_USER|AC_PR, GDT_GR|GDT_SZ); /* user code segment type: data addr: 0 limit: 4G gran: 4KB sz: 32bit */ gdt_install(SEL_UDATA, 0, 0xfffff, AC_RW|AC_DPL_USER|AC_PR, GDT_GR|GDT_SZ);
我的理解是，gdt_install的参数：（段选择子索引号/见题图，基址起始，长度，访问权限，GDT flags）。虽然上述例子中基址起始地址和长度都是一样的（原项目https://github.com/SilverRainZ/OS677是这样写的，可能有点问题），但是访问权限中有AC_EX和AC_DPL_KERN(ring0)/AC_DPL_USER(ring3)的变化，说明每个段的权限是不同的。这些段管理的是同一片内存，只是由于当前索引号的不同，访问/修改内存的权限也不同。
（GDT 与 LDT - hicjiajia - 博客园）讲述了分段管理和分页管理：
分段管理可以把虚拟地址转换成线性地址，而分页管理可以进一步将线性地址转换成物理地址。
（根据段选择子找到）段基指 + 偏移地址 => 线性地址
线性地址 （通过页表） => 物理地址
通过将GDT告诉给CPU后，CPU就知道了操作系统中段的设置，从而可以通过段选择子得到线性地址，在后面实现分页管理后，可进一步将线性地址转换为物理地址（不过当前连物理 址有多大都没法知道呢，在后面会解决）。
段选择子
（GDT 与 LDT - hicjiajia - 博客园）介绍：
段选择子包括三部分：描述符索引（index）、TI（指示从GDT还是LDT中找）、请求特权级（RPL）。
- index部分表示所需要的段的描述符在描述符表的位置，由这个位置再根据在GDTR中存储的描述符表基址就可以找到相应的描述符gdt_entry。然后用描述符gdt_entry中的段基址SEL加上逻辑地址OFFSET就可以转换成线性地址SEL:OFFSET（看下面给的例子应该就是它们的和SEL+OFFSET）
- 段选择子中的TI值只有一位0或1，0代表选择子是在GDT选择，1代表选择子是在LDT选择。
- 请求特权级（RPL）则代表选择子的特权级，共有4个特权级（0级、1级、2级、3级），0级最高。关于特权级的说明：任务中的每一个段都有一个特定的级别。每当一个程序试图访问某一个段时，就将该程序所拥有的特权级与要访问的特权级进行比较，以决定能否访问该段。系统约定，CPU只能访问同一特权级或级别较低特权级的段。
例如：
给出逻辑地址：21h:12345678h，需要将其转换为线性地址
a. 选择子SEL=21h=0000000000100 0 01b，他代表的意思是：选择子的index=4即100b，选择GDT中的第4个描述符；TI=0代表选择子是在GDT选择；左后的01b代表特权级RPL=1（因此有SEL=n<<3，n是索引号）
b. OFFSET=12345678h，若此时GDT第四个描述符中描述的段基址（Base）为11111111h，则线性地址=11111111h+12345678h=23456789h
任务状态段TSS
任务寄存器（TR）用于寻址一个特殊的任务状态段（Task State Segment，TSS）。TSS中包含着当前执行任务的重要信息。TR寄存器用于存放当前任务TSS段的16位段选择符、32位基地址、16位段长度和描述符属性值。它引用GDT表中的一个TSS类型的描述符。指令LTR和STR分别用于加载和保存TR寄存器的段选择符部分。当使用LTR指令把选择符加载进任务寄存器时，TSS描述符中的段基地址、段限长度以及描述符属性会被自动加载到任务寄存器中。当执行任务切换时，处理器会把新任务的TSS的段选择符和段描述符自动加载进任务寄存器TR中。
它的初始化和设置：
void tss_init() { gdt_install(SEL_TSS, (uint32_t)&tss, sizeof(tss),AC_PR|AC_AC|AC_EX, GDT_GR); /* for tss, access_reverse bit is 1 */ gdt[5].access &= ~AC_RE; } // 装载TSS void tss_install() { __asm__ volatile("ltr %%ax" : : "a"((SEL_TSS << 3))); } // 设置TSS void tss_set(uint16_t ss0, uint32_t esp0) { // 清空TSS memset((void *)&tss, 0, sizeof(tss)); tss.ss0 = ss0; tss.esp0 = esp0; tss.iopb_off = sizeof(tss); }
跟GDT也差不了多少，只是GDT_SZ没有了，也指定了tss的地址，并设置gdt_entry的保留位为1（至于为啥我没有仔细查）。至于__asm__ volatile的GCC在C语言中内嵌汇编 asm __volatile__我也没全部搞明白怎么用。SEL_TSS << 3的话要参考选择子的构成，它高13位是索引，所以要乘8。
关于ltr指令（设置TSS结构中堆栈信息的 ltr 指令）：
在任务内发生特权级变换时堆栈也随着自动切换，外层堆栈指针保存在内层堆栈中，而内层堆栈指针存放在当前任务的TSS中。所以，在从外层向内层变换时，要访问TSS(从内层向外层转移时不需要访问TSS，而只需访问内层栈中保存的栈指针)。
LTR指令是专门用于装载任务状态段寄存器TR的指令。该指令的操作数是对应TSS段描述符的选择子。LTR指令从GDT中取出相应的TSS段描述符，把TSS段描述符的基地址和界限等信息装入TR的高速缓冲寄存器中。
TSS的构成在https://github.com/bajdcc/MiniOS/blob/master/include/idt.h中（看下面的英文注释/Task State Segment，就是说SS0、ESP0比较重要）。
// 任务状态段 task state segment http://wiki.osdev.org/TSS // The only interesting fields are SS0 and ESP0. // SS0 gets the kernel datasegment descriptor (e.g. 0x10 if the third entry in your GDT describes your kernel's data) // ESP0 gets the value the stack-pointer shall get at a system call // IOPB may get the value sizeof(TSS) (which is 104) if you don't plan to use this io-bitmap further (according to mystran in http://forum.osdev.org/viewtopic.php?t=13678) // http://blog.csdn.net/huybin_wang/article/details/2161886 // TSS的使用是为了解决调用门中特权级变换时堆栈发生的变化 // http://www.kancloud.cn/wizardforcel/intel-80386-ref-manual/123838 /* TSS 状态段由两部分组成： 1、 动态部分（处理器在每次任务切换时会设置这些字段值） 通用寄存器（EAX, ECX, EDX, EBX, ESP, EBP, ESI, EDI） 段寄存器（ES，CS，SS，DS，FS，GS） 状态寄存器（EFLAGS） 指令指针（EIP） 前一个执行的任务的TSS段的选择子（只有当要返回时才更新） 2、 静态字段（处理器读取，但从不更改） 任务的LDT选择子 页目录基址寄存器（PDBR）（当启用分页时，只读） 内层堆栈指针，特权级0-2 T-位，指示了处理器在任务切换时是否引发一个调试异常 I/O 位图基址 */ struct tss_entry { uint32_t link; uint32_t esp0; uint32_t ss0; uint32_t esp1; uint32_t ss1; uint32_t esp2; uint32_t ss2; uint32_t cr3; uint32_t eip; uint32_t eflags; uint32_t eax; uint32_t ecx; uint32_t edx; uint32_t ebx; uint32_t esp; uint32_t ebp; uint32_t esi; uint32_t edi; uint32_t es; uint32_t cs; uint32_t ss; uint32_t ds; uint32_t fs; uint32_t gs; uint32_t ldtr; uint16_t padding1; uint16_t iopb_off; } __attribute__ ((packed));
阶段性总结
涉及OS的内容真是庞大，单单一个GDT就涉及巨量的知识，包括结构体定义、汇编指令、GCC黑魔法、参数的使用等，还涉及了TSS，目标仅仅是实现分段管理。而后面还有中断管理、物理内存管理、虚拟内存管理等一系列内容，篇幅绝对不比本文少，真令人望洋兴叹。
原始项目OS67中也存在着一些错误，有些错误像是单词拼写等我已经纠正了，还有些如软盘访问我去参考了网上的资料，与OS67的不一致，但我没采用OS67的。毕竟OS67也是其作者自己摸索出来的，让我跳过了许多坑。。不过我想后面的进程管理还是得自己写才能体会更深。
既然OS的内容很杂很多，所以也只能挑一些重点的讲讲了，不可能面面俱到，在后面的编写/借鉴中，还是要以查资料为主，给源码附上参考文章的地址，方便阅读。