《Orange’s 一个操作系统的实现》3.保护模式2----认识保护模式B
一、详解GDT(转载http://blog.csdn.net/zdwzzu2006/archive/2009/03/27/4030882.aspx)
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
二、07c00h(转载http://blog.chinaunix.net/u/15262/showart_253979.html)
FFFF0h与07C00h，这两个都是机器启动后默认访问的内存地址。曾经让我一度很晕，搞不清他们之间的关系。现在终于搞明白了，写到博客司上与大家分享。
首先要知道bios是用来初始化硬件的最底层的软件（然后才是操作系统），因此计算机启动后必须最先被执行。另外我们都知道CPU只能执行内存中的内容的，而一般内存中的数据是易失性的，断电之后内容就会消失。工程师的解决方法是：将存放bios的rom芯片与内存芯片统一编址（不明白的话去看看微机原理与接口的书就明白了）。这样就可以把存放bios的ROM芯片看作是数据永远不会消失不允许被更改的内存了。
开机启动后默认的CS=FFFFh IP=0000h。这个地址就是bios的地址。这段内存空间很小，所以不能够容下操作系统等大型程序。
相对bios而言操作系统的功能更强大，更新也更快但是也需要更多的空间，通常放在硬盘中。但是如果没有bios的话，那么将会连硬盘都不能使用，又如何启动存放在硬盘中的操作系统呢？正是由于此，机器启动后自动执行bios使其它完成硬件初始化（这样包括硬盘在内的cpu以外的其他硬件设备就可以工作了）。bios完成硬件初始化的任务后，就要把权力移交给操作系统。
工程师进行了强制性的规定：到内存中的07c00h 处寻找系统的引导程序，即CS=0000h IP=7c00h。也就是说任何系统，他的引导程序都必须安排在07c00h开始的地方，否则就不能被正确的引导。当引导程序完成后我们就进入了 Linux Windows等系统了。
三、A20地址线
地址回绕
早期的8086只有20根地址线，只能访问1M的地址空间。CPU寻址则按段+偏移的方式进行。16位段+16位偏移的可能的范围是 0~0x10FFEF（即0xFFFF0+0xFFFF），即1M+65520字节的范围。由于只有20根地址线，所以在对1M~1M+65520范围进行访问时，会发生“地址回绕”的现象，就是说实际会访问到0~65520的地方。据说某个著名的/臭名昭著的软件利用了这个特点。在80286，386等 CPU上，它会失败，因为这些CPU有多于20根的地址线，并不产生“地址回绕”现象。为了保持完全的兼容性，IBM决定在PC AT系统上加个逻辑，来模仿以上的回绕特征。他们的方法就是把A20和键盘控制器的一个输出进行AND，这样来控制A20的打开和关闭。一开始时A20是被屏蔽的（总为0），直到系统软件去打开它。
A20地址线 1981年8月，IBM公司最初推出的个人计算机IBM PC使用的CPU是Intel 8088。在该微机中地址线只有20根(A0 – A19)。在当时内存RAM只有几百KB或不到1MB时，20根地址线已足够用来寻址这些内存。其所能寻址的最高地址是0xffff:0xffff，也即 0x10ffef。对于超出0x100000(1MB)的寻址地址将默认地环绕到0x0ffef。当IBM公司于1985年引入AT机时，使用的是 Intel 80286 CPU，具有24根地址线，最高可寻址16MB，并且有一个与8088完全兼容的实模式运行方式。然而，在寻址值超过1MB时它却不能象8088那样实现地址寻址的环绕。但是当时已经有一些程序是利用这种地址环绕机制进行工作的。为了实现完全的兼容性，IBM公司发明了使用一个开关来开启或禁止 0x100000地址比特位。由于在当时的8042键盘控制器上恰好有空闲的端口引脚（输出端口P2，引脚P21），于是便使用了该引脚来作为与门控制这个地址比特位。该信号即被称为A20。如果它为零，则比特20及以上地址都被清除。从而实现了兼容性。 由于在机器启动时，默认条件下，A20地址线是禁止的，所以操作系统必须使用适当的方法来开启它。但是由于各种兼容机所使用的芯片集不同，要做到这一点却是非常的麻烦。因此通常要在几种控制方法中选择。
对A20信号线进行控制的常用方法是通过设置键盘控制器的端口值。 有些操作系统将A20的开启和禁止作为实模式与保护运行模式之间进行转换的标准过程中的一部分。 由于键盘的控制器速度很慢，因此就不能使用键盘控制器对A20线来进行操作。为此引进了一个A20快速门选项(Fast Gate A20)，它使用I/O端口0x92来处理A20信号线，避免了使用慢速的键盘控制器操作方式。对于不含键盘控制器的系统就只能使用0x92端口来控制，但是该端口也有可能被其它兼容微机上的设备（如显示芯片）所使用，从而造成系统错误的操作。 还有一种方式是通过读0xee端口来开启A20信号线，写该端口则会禁止A20信号线。
四、GDT、选择子等图例
; 高地址………………………………………………………………………低地址
; | 7 | 6 | 5 | 4 | 3 | 2 | 1 | 0 |
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; ┃31..24┃ (见下图) ┃ 段基址(23..0) ┃ 段界限(15..0)┃
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; ┃ 基址2┃③│②│ ①┃基址1b│ 基址1a ┃ 段界限1 ┃
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; ┃ %6 ┃ %5 ┃ %4 ┃ %3 ┃ %2 ┃ %1 ┃
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; ┃ 7 ┃ 6 ┃ 5 ┃ 4 ┃ 3 ┃ 2 ┃ 1 ┃ 0 ┃ 7 ┃ 6 ┃ 5 ┃ 4 ┃ 3 ┃ 2 ┃ 1 ┃ 0 ┃
; ┣━━╋━━╋━━╋━━╋━━┻━━┻━━┻━━╋━━╋━━┻━━╋━━╋━━┻━━┻━━┻━━┫
; ┃ G ┃ D ┃ 0 ┃ AVL┃ 段界限 2 (19..16) ┃ P ┃ DPL ┃ S ┃ TYPE ┃
; ┣━━┻━━┻━━┻━━╋━━━━━━━━━━━╋━━┻━━━━━┻━━┻━━━━━━━━━━━┫
; ┃ ③: 属性 2 ┃ ②: 段界限 2 ┃ ①: 属性1 ┃
; ┗━━━━━━━━━━━┻━━━━━━━━━━━┻━━━━━━━━━━━━━━━━━━━━━━━┛
; 高地址 低地址
;
;
选择子
cr0
段式寻址示意图
gdt示意图
五、描述符属性
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; │ \
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; ┃ 7 ┃ 6 ┃ 5 ┃ 4 ┃ 3 ┃ 2 ┃ 1 ┃ 0 ┃ 7 ┃ 6 ┃ 5 ┃ 4 ┃ 3 ┃ 2 ┃ 1 ┃ 0 ┃
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; ┃ G ┃ D ┃ 0 ┃ AVL┃ 段界限 2 (19..16) ┃ P ┃ DPL ┃ S ┃ TYPE ┃
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; ┃ ③: 属性 2 ┃ ②: 段界限 2 ┃ ①: 属性1 ┃
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; 高地址 低地址
1.P位:存在位.P=1表示段在内存中存在；P=0表示段在内存中不存在2.DPL 描述符特权级。可以是0，1，2,3.数字越小特权级越大
3.S位 指明描述符是数据段/代码段描述符(S=1) 还是系统段/门描述符(S=0)
4.TYPE描述符类型
TYPE值
数据段和代码段描述符
系统段和门描述符
0 只读 <未定义> 1 只读,已访问 可用286TSS 2 读/写 LDT 3 读/写,已访问 忙的286TSS 4 只读,向下扩展 286调用门 5 只读,向下扩展,已访问 任务门 6 读/写,向下扩展 286中断门 7 读/写,向下扩展,已访问 286陷阱门 8 只执行 <未定义> 9 只执行,已访问 可用386TSS A 执行/读 <未定义> B 执行/读,已访问 忙的386TSS C 只执行,一致代码 386调用门 D 只执行,一致代码,已访问 <未定义> E 执行/读,一致代码 386中断门 F 执行/读,一致代码,已访问 386陷阱门
5.G位 段界限粒度位。G=0为字节 G=1时为4KB
6.D/B
在描述可执行段的描述符中，D位决定了指令使用的地址及操作数所默认的大小。D=1表示默认情况下指令使用32位地址及32位或8位操作数，这样的代码段也称为32位代码段；D=0 表示默认情况下，使用16位地址及16位或8位操作数，这样的代码段也称为16位代码段，它与80286兼容。可以使用地址大小前缀和操作数大小前缀分别改变默认的地址或操作数的大小。
在向下扩展数据段的描述符中，D位决定段的上部边界。D=1表示段的上部界限为4G；D=0表示段的上部界限为64K，这是为了与80286兼容。
在描述由SS寄存器寻址的段描述符中，D位决定隐式的堆栈访问指令(如PUSH和POP指令)使用何种堆栈指针寄存器。D=1表示使用32位堆栈指针寄存器ESP；D=0表示使用16位堆栈指针寄存器SP，这与80286兼容。
7.AVL位 保留位，可以被系统软件使用
