保护模式（1）---存储方式
Writen By Dangerman
保护模式现代操作系统的基础，理解他是我们要翻越的第一座山。保护模式是相对实模式而言的，他们是处理器的两种工作方式。很久以前大家使用的dos就是运行在实模式下，而现在的windows操作系统则是运行在保护模式下。两种运行模式有着较大的不同，
实模式由于是由8086/8088发展而来因此他更像是一个运行单片机的简单模式，计算机启动后首先进入的就是实模式，通过8086/8088只有20根
地址线所以它的寻址范围只有2的20次幂，即1M。内存的访问方式就是我们熟悉的seg:offset逻辑地址方式，例如我们给出地址逻辑地址它将在
cpu内转换为20的物理地址，即将seg左移4位再加上offset值。例如地址1000h:5678h，则物理地址为
10000h+5678h=15678h。实模式在后续的cpu中被保留了下来，但实模式的局限性是很明显的，由于使用seg:offset逻辑地址只能
访问1M多一点的内存空间，在拥有32根地址线的cpu中访问1M以上的空间则变得很困难。而且随着计算机的不断发展实模式的工作方式越来越不能满足计算
机对资源（存储资源和cpu资源等等）的管理，由此产生了新的管理方式——保护模式。
80386及以上的处理器功能要大大超过其先前的处理器，但只有在保护模式下，处理器才能发挥作用。在保护模式下，全部32根地址线有效，可寻址4G的物
理地址空间；扩充的存储分段机制和可选的存储器分页机制，不仅为存储器共享和保护提供了硬件支持，而且为实现虚拟存储器提供了硬件支持；支持多任务；4个
特权级和完善的特权级检查机制，实现了数据的安全和保密。计算机启动后首先进入的就是实模式，通过设置相应的寄存器才能进入保护模式（以后介绍）。保护模式是一个整体的工作方式，但分步讨论由浅入深更利于学习。
一．存储方式
存储方式主要体现在内存访问方式上，由于兼容和IA32框架的限制，保护模式在内存访问上延用了实模式下的seg:offset的形式（即：逻辑地址），
其实seg:offset的形式在保护模式下只是一个躯壳，内部的存储方式与实模式截然不同。在保护模式下逻辑地址并不是直接转换为物理地址，而是将逻辑
地址首先转换为线性地址，再将线性地址转换为物理地址。如图一：
线性地址是个新概念，但大家不要把它想的过于复杂，简单的说他就是0000000h~ffffffffh(即0~4G)的线性结构，是32个bite位能
表示的一段连续的地址，但他是一个概念上的地址，是个抽象的地址，并不存在在现实之中。线性地址地址主要是为分页机制而产生的。处理器在得到逻辑地址后首
先通过分段机制转换为线性地址，线性地址再通过分页机制转换为物理地址最后读取数据。如图二：
分段机制是必须的，分页机制是可选的，当不使用分页的时候线性地址将直接映射为物理地址，设立分页机制的目的主要是为了实现虚拟存储（分页机制在后面介绍）。先来介绍一下分段机制，以下文字是介绍如何由逻辑地址转换为线性地址。
分
段机制在保护模式中是不能被绕过得，回到我们的seg:offset地址结构，在保护模式中seg有个新名字叫做“段选择子
”（seg..selector）。段选择子、GDT、LDT构成了保护模式的存储结构，如图三`，GDT、LDT分别叫做全局描述符表和局部描述符表，
描述符表是一个线性表（数组），表中存放的是描述符。
“描述符”是保护模式中的一个新概念，它是一个8字节的数据结构，它的作用主要是描述一个段（还有其他作用以后再说），用描述表中记录的段基址加上逻辑地
址(sel:offset)的offset转换成线性地址。描述符主要包括三部分：段基址（Base）、段限制（Limit）、段属性（Attr）。一个
任务会涉及多个段，每个段需要一个描述符来描述，为了便于组织管理，80386及以后处理器把描述符组织成表，即描述符表。在保护模式中存在三种描述符表
“全局描述符表”（GDT）、“局部描述符表”（LDT）和中断描述符表（IDT）(IDT在以后讨论)。
（1）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，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
入口地址装入此积存器，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。
（2）段选择子（Selector）由GDTR访问全局描述符表是通过“段选择子”（实模式下的段寄存器）来完成的，如图三①步。段选择子是一个16位的寄存器（同实模式下的段寄存器相同）如图四
段选择子包括三部分：描述符索引（index）、TI、请求特权级（RPL）。他的index（描述符索引）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（如图三①步）。然后用描述符表中的段基址加上逻辑地址
（SEL:OFFSET）的OFFSET就可以转换成线性地址（如图三②步），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）。例如给出逻辑地
址：21h:12345678h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
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
（3）局部描述符表LDT（Local Descriptor Table）局部描述符表可以有若干张，每个任务可以有一张。我们可以这样理解GDT和LDT：GDT为一级描述符表，LDT为二级描述符表。如图五
LDT和GDT从本质上说是相同的，只是LDT嵌套在GDT之中。LDTR记录局部描述符表的起始位置，与GDTR不同LDTR的内容是一个段选择子。由
于LDT本身同样是一段内存，也是一个段，所以它也有个描述符描述它，这个描述符就存储在GDT中，对应这个表述符也会有一个选择子，LDTR装载的就是
这样一个选择子。LDTR可以在程序中随时改变，通过使用lldt指令。如图五，如果装载的是Selector
2则LDTR指向的是表LDT2。举个例子：如果我们想在表LDT2中选择第三个(个人认为应该是第二个)描述符所描述的段的地址12345678h。
1. 首先需要装载LDTR使它指向LDT2 使用指令lldt将Select2装载到LDTR
2. 通
过逻辑地址（SEL:OFFSET）访问时SEL的index=3代表选择第三个描述符；TI=1代表选择子是在LDT选择，此时LDTR指向的是
LDT2,所以是在LDT2中选择，此时的SEL值为1Ch(二进制为11 1
00b)。OFFSET=12345678h。逻辑地址为1C:12345678h
3. 由SEL选择出描述符，由描述符中的基址（Base）加上OFFSET可得到线性地址，例如基址是11111111h，则线性地址=11111111h+12345678h=23456789h
4. 此时若再想访问LDT1中的第三个(个人认为这里有误应该是第一个)描述符，只要使用lldt指令将选择子Selector 1装入再执行2、3两步就可以了（因为此时LDTR又指向了LDT1）
关于LDTR这一段写的比较难懂，我的理解是，LDT这个表有很多张，然后他们的基地址都放在GDT中，要从GDT中选择出一张LDT表，就需要一个偏移量(也就是选择子，GDT的基地址还是在GDTR中)，而这个偏移量就放在LDTR中，通过指令LLDT就可以装载这个偏移量，之后就可以找到对应的LDTR表，比如LDTR中装载selector2，就可以找到LDT2这张表(同样找到的也是基地址)，这样我们要怎么在LDT2中选择出对应的一行(也就是描述符)呢，这时候我们也需要一个选择子，而这个就是逻辑地址中的SEL，通过SEL，选择出一个描述符，描述符中的地址再加上OFFSET，就可以拿到线性地址了。
由于每个进程都有自己的一套程序段、数据段、堆栈段，有了局部描述符表则可以将每个进程的程序段、数据段、堆栈段封装在一起，只要改变LDTR就可以实现对不同进程的段进行访问。
存储方式是保护模式的基础，学习他主要注意与实模式下的存储模式的对比，总的思想就是首先通过段选择子在描述符表中找到相应段的描述符，根据描述符中的段基址首先确定段的位置，再通过OFFSET加上段基址计算出线性地址。