为什么要有GDT

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　　　　  分段　　　　　　　　　　分页

GDT是[gobal (segment) descriptor table]的缩写，它保存所有segment的信息

内存管理时，不让多进程的程序出现内存冲突的一解决方案是Segmentation。4GB的内存可以任何分割，每块的初始地址都是0。另外还有一种复杂的内存管理方案，既Paging，目前主流的操作系统都是采用这种方式。本文的OS为了实现简单，只采用Segmentation方案。

我们规定1个Segmentation的信息有：

l         Size

l         初始地址

l         属性（读写权限等）。

每个Segementation信息占8Byte，既64bit。我们把所有的Segment编号，并把编号保存在CPU内的16位segment register里。Segment register可以处理0到8191个segment，本来16位的register应该可以处理0到65535个segment，但是因为register的低3为不能使用，所以最多只到8191。为了保存8192个segment（每个8bytes），需要64KB的容量，CPU是无法保存这么多数据的，因此需要内存的帮助。GDT是[gobal (segment) descriptor table]的缩写，它保存所有segment的信息。Segment的初始地址和有效设定个数保存在CPU的GDTR寄存器内。另外一个IDT是[interrupt descriptor table]的缩写，用来处理一些内部或外部的中断。例如键盘，鼠标，软驱，硬盘，CDROM，网卡等。IDT可以处理0到255编号的中断，例如当123号中断发生时，调用XXX函数。IDT的信息和GDT相似，也是每个8bytes。本系统的GDT分配在内存的0x27000到0x27ffff。IDT是0x26f800到0x26ffff，占2KB。

我们将Segment定义为：

struct SEGMENT_DESCRIPTOR {

short limit_low, base_low;

char base_mid, access_right;

char limit_high, base_high;

};

Segment信息的初始地址由32bit组成，成为Base地址，分为3个部分，low（2byte），mid（1byte），high（1byte），如此分割是为了兼容80286 CPU。

Segment信息的大小成为Limit，Limit最大可以为4GB，当然是在32位机。这样就需要4Byte，和Base地址一共需要8个byte，但这样就没有保存属性的位置。为了留给属性空间，只能给Limit 20bit，最大能表示1MB，当然这样是不能满足目前主流的32bit机的。Intel为了解决这个问题，规定了在属性里留有1位称为G bit（G表示granularity，粒度），limit的单位不是Byte，而是Page，PC的CPU的1个Page表示4KB。这样4KB*1MB=4GB。为了能表示20bit的Limit，我们使用2个Byte。其中多出的4bit用来表示属性。

Segment的属性由Limit多出的4bit加上剩下的8个bit表示，也称访问权限。访问权限的构成：

XXXX0000XXXXXXXX（X代表0或1）

上4bit是386以后使用的扩张访问属性，由[GD00]构成，G表示上面提到的粒度，D表示Segment mode，1表示32位机，0表示16位机。下8bit继承80286时代的Segement属性。8bit的属性内容非常多，在这里，我们常用的有如下几个：

00000000（0x00）：未使用的Descriptor table

10010010（0x92）：系统专用，可读写，不能执行

10011010（0x9a）：系统专用，可执行，可读，不可写

11110010（0xf2）：应用程序使用，可读写，不可执行。

11111010（0xfa）：应用程序可用，可执行，可读，不可写。

属性规定了系统和应用程序使用的读写执行权限。系统模式称为Ring0，应用程序模式称为Ring3，中间的Ring1和Ring2模式是系统服务。Ring0管理Ring3，例如，Ring3的应用程序在请求Load LGDT时，操作系统将否决该请求，以保证系统的安全性。下面是新增加的源代码文件。

http://www.kissthink.com/archive/An-operating-system-of-personal-development-and-IDT-GDT-Initialization.html

1. What is GDT
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。

《自己动手写操作系统》是本很有意思的书。不过于渊前辈对某些内容没有给出更多的解释，让我们这些新米很难上手。 书中第3章介绍保护模式的时候，题到了GDT这个东东。在这里给出一个更浅显的介绍。 在介绍GDT这个概念前，现介绍一下segmentation这个概念。 大家还记得ORG这个汇编命令吧。书的开篇，给出的boot.asm代码的第一行就是：     ORG 0x7c00 这个ORG就是告诉CPU，程序被载入内存的0x7c00这个地方了。也就是说CPU从这个内存地址开始读取指令就OK了。 但是，现在的CPU同时执行好几个程序是很正常的事情。那么不同的程序使用的内存就有可能重叠，这样载入程序的话就会发生冲突。解决方法之一就是把把内存分成若干个段(segmentation)。每段放一个程序，这样每个程序都可以声明ORG 0了。很方便。 （另一个解决方法是paging，这个以后有机会在谈。） 为了能使用segmentation, 每个段(segment)都需要清楚的表明以下信息： － 段(segment)的大小。 － 段在内存中的开始位置。 － 段的管理属性。比如只读，系统专用等等 CPU用8bytes(=64bits)来表示这些信息(叫做descriptor)。但是，CPU用来指定段的register只有16bits。就算是32bit的CPU，这个register也是16bits的。那怎么办呢？ 方法就是每个segment给一个"编号"（正式叫做segment selector），然后在把这个编号放在register里就好了。剩下的工作就是让编号和segment一一对应起来。 大概的感觉是这样的： 1号segment的大小是4GB，从内存的0000开始。（也就是指整个内存了。） 2号segment的大小是xxKB，从内存的xxxx开始。。。。 segment的编号为0~8191。 刚才说了，segment register是16bits，按理说应该可以存放2**16 = 65536个编号。但是由于CPU设计式样的问题，最低3bits不能用，也就是只有13bits可用，刚好是2**13=8192个。 每个segment的描述需要8bytes，一共就需要8192*8=64KB。CPU里可没有这么大的空间。所以就放在内存里好了。这个64KB（可以小于这个值），记录了分段信息的数据结构就叫做GDT -- Global (segment) Descriptor Table. 我不知道这个东东的正式翻译是什么，直译过来就是一个存放了描述分段信息的表。 这次介绍了GDT的概念和这个东东是怎么来的，干什么用的。 下次介绍segment descriptor的数据结构，和如何使用