全局描述符表（GDT）执行过程

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#linux #操作系统

于 2025-10-15 22:59:21 首次发布

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步骤 5：加载其他段寄存器（DS, ES, SS 等）

步骤 6：后续内存访问的段检查

四、关键机制说明

1. 段选择子（Segment Selector）格式

2. 描述符缓存（Hidden Register）

3. 特权级检查（CPL, DPL, RPL）

五、总结：GDT 执行流程图

六、注意事项

全局描述符表（Global Descriptor Table，GDT）是 x86 架构保护模式下用于定义内存段（如代码段、数据段、堆栈段等）属性和访问权限的核心数据结构。GDT 的执行过程涉及 CPU 启动时从实模式切换到保护模式、加载 GDT 寄存器（GDTR）、以及后续通过段选择子（Segment Selector）访问段描述符进行内存访问控制。下面将详细描述 GDT 的完整执行过程。

一、背景知识

在 x86 架构中，CPU 有多种运行模式：

实模式（Real Mode）：16 位地址空间，无内存保护，段地址直接左移 4 位 + 偏移。
保护模式（Protected Mode）：32/64 位地址空间，支持虚拟内存、分页、特权级、段保护等机制。

GDT 仅在保护模式下使用。

二、GDT 的结构

GDT 是一个由 段描述符（Segment Descriptor） 组成的数组。每个段描述符占 8 字节（64 位），描述一个内存段的以下信息：

段基地址（Base Address）：段在物理内存中的起始地址。
段界限（Segment Limit）：段的大小（以字节或页为单位）。
访问权限（Access Rights）：
- 类型（代码/数据/系统段）
- 可读/可写/可执行
- 特权级（DPL：Descriptor Privilege Level，0~3）
- 存在位（Present）
其他标志：如粒度（Granularity）、默认操作数大小（D/B 位）等。

三、GDT 执行过程详解

步骤 1：在实模式下准备 GDT

在操作系统引导阶段（如 bootloader 或内核初始化早期），CPU 处于实模式。此时需在内存中预先定义好 GDT 表。

示例（伪代码/汇编风格）：

gdt_start:
    dq 0x0000000000000000    ; 空描述符（必须存在，索引 0）
gdt_code:
    dw 0xFFFF                ; 段界限低 16 位
    dw 0x0000                ; 基地址低 16 位
    db 0x00                  ; 基地址中间 8 位
    db 10011010b             ; 访问字节：代码段，可读，DPL=0，存在
    db 11001111b             ; 高 4 位界限 + 标志（G=1, D/B=1, L=0, AVL=0）
    db 0x00                  ; 基地址高 8 位
gdt_
    dw 0xFFFF
    dw 0x0000
    db 0x00
    db 10010010b             ; 数据段，可写，DPL=0，存在
    db 11001111b
    db 0x00
gdt_end:

gdt_descriptor:
    dw gdt_end - gdt_start - 1   ; GDT 界限（字节数 - 1）
    dd gdt_start                 ; GDT 基地址（32 位）

注意：GDT 的第一个描述符（索引 0）必须为空（null descriptor），用于无效段选择子。

步骤 2：加载 GDTR 寄存器

CPU 使用 GDTR（Global Descriptor Table Register） 来定位 GDT。GDTR 是一个 48 位寄存器，包含：

16 位界限（Limit）：GDT 的字节长度 - 1。
32 位基地址（Base）：GDT 在物理内存中的起始地址。

使用 LGDT（Load GDT Register） 指令加载：

lgdt [gdt_descriptor]

此时 GDT 已被 CPU 知晓，但尚未生效，因为 CPU 仍在实模式。

步骤 3：启用保护模式

通过设置 CR0 控制寄存器 的 PE（Protection Enable）位（第 0 位） 来开启保护模式：

mov eax, cr0
or eax, 1          ; 设置 PE 位
mov cr0, eax

执行完此指令后，CPU 进入保护模式，但当前段寄存器（CS、DS 等）仍包含实模式下的值，这些值现在被解释为段选择子（Segment Selector）。

⚠️ 此时必须立即执行远跳转（far jump），以刷新 CS 寄存器，使其指向 GDT 中的有效代码段描述符。

步骤 4：远跳转刷新 CS 段寄存器

执行一个远跳转（far jump），目标地址包含新的段选择子和偏移：

jmp 0x08:protected_mode_start

0x08 是段选择子（Selector）：
- 二进制：0000 1000
- RPL（请求特权级） = 00（最低特权）
- TI（Table Indicator） = 0（表示使用 GDT，而非 LDT）
- Index = 0001（即 GDT 中第 1 个描述符，即代码段）

CPU 执行此跳转时：

从 GDTR 获取 GDT 基地址。
用选择子的 Index（1）乘以 8，得到偏移 0x08。
从 GDT_base + 0x08 读取 8 字节的代码段描述符。
验证描述符有效性（Present=1，类型=代码段，DPL ≥ CPL 等）。
将描述符中的基地址、界限、属性加载到 CS 的隐藏部分（不可见的段描述符缓存）。
跳转到目标偏移地址（protected_mode_start），使用新的段属性执行代码。

此后，所有通过 CS 访问的指令都基于新的代码段描述符。

步骤 5：加载其他段寄存器（DS, ES, SS 等）

类似地，需用 MOV 指令加载其他段寄存器，使其指向 GDT 中的数据段或堆栈段：

mov ax, 0x10        ; 数据段选择子（Index=2）
mov ds, ax
mov es, ax
mov ss, ax

注意：SS（堆栈段）必须是可写的数据段，且通常与 DS 相同。

每次加载段寄存器时，CPU 都会：

解析段选择子（Index, TI, RPL）
从 GDT（或 LDT）中读取对应描述符
验证权限（如 DPL ≥ CPL，RPL ≤ DPL 等）
将描述符内容缓存到段寄存器的隐藏部分

步骤 6：后续内存访问的段检查

在保护模式下，每次内存访问（如 mov eax, [ebx]）都隐含使用某个段寄存器（默认 DS，或显式指定如 mov eax, [es:edi]）。

CPU 执行时：

从段寄存器获取缓存的段描述符（基地址、界限、属性）。
检查偏移是否在段界限内（若超出则触发 #GP 异常）。
检查访问权限（如代码段不可写，数据段不可执行）。
若启用分页，则线性地址 = 段基地址 + 偏移，再经分页转换为物理地址。

四、关键机制说明

1. 段选择子（Segment Selector）格式

15 … 3	2	1–0
Index	TI	RPL

Index：GDT/LDT 中描述符的索引（乘以 8 得偏移）。
TI：0 = GDT，1 = LDT。
RPL：请求特权级（0~3），用于权限检查。

2. 描述符缓存（Hidden Register）

为避免每次内存访问都查 GDT，CPU 将描述符内容缓存在段寄存器的“隐藏部分”。只有在加载段寄存器时才访问 GDT。

3. 特权级检查（CPL, DPL, RPL）

CPL（Current Privilege Level）：当前代码段的 DPL（在 CS 中）。
DPL（Descriptor Privilege Level）：段描述符中的特权级。
RPL（Requested Privilege Level）：段选择子中的特权位。

访问规则（以数据段为例）：

max(CPL, RPL) ≤ DPL
否则触发 #GP（General Protection Fault）

五、总结：GDT 执行流程图

实模式启动
   ↓
在内存中定义 GDT（含空描述符、代码段、数据段等）
   ↓
使用 LGDT 加载 GDTR（GDT 基址 + 界限）
   ↓
设置 CR0.PE = 1，进入保护模式
   ↓
执行 far jump 到新代码段（刷新 CS）
   ↓
加载 DS/ES/SS 等段寄存器（指向 GDT 中数据段）
   ↓
CPU 使用段描述符进行内存访问控制（基址+界限+权限）
   ↓
正常运行保护模式下的操作系统

六、注意事项

在 64 位长模式（Long Mode）下，段机制被大幅简化：CS/DS/ES/SS 的基地址强制为 0，界限忽略（除 FS/GS 外），GDT 仍需存在（用于定义 FS/GS 基址及 TSS）。
GDT 本身必须位于物理内存中，且在保护模式启用后不能随意移动（除非更新 GDTR 并刷新所有段寄存器）。
操作系统通常在内核初始化早期设置 GDT，并可能在后续切换到更复杂的 GDT（如支持多核、TSS 等）。

通过以上过程，GDT 成为 x86 保护模式内存管理和特权控制的基石。