windows中 GDTR和GDT关于快速调用的实现1

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#ReactOS #windows #内核 #c++ #算法

windows中 GDTR和GDT关于快速调用的实现1

windows中 GDTR和GDT关于快速调用的实现1

文章目录

一、全局表述表

为进一步理解上面我们讲的两条指令（sysenter,sysexit).,我在解释一个”全局段描述符表（Global Descriptor Table)“即GDT及其段寄存器之间的关系，CPU中的系统寄存器GDTR指向内存中的GDT,这是一个结构数组。数组中的每一个表象都是一个64位的KGDTENTRY数据结构，里面描述了段的起点和大小，保护模式，访问权限等信息。合在一起就是一个64位的段描述块。数组的大小位NUM_GDT，定义为28
GDT的定义

//
// GDT Entry Definition
//
typedef struct _KGDTENTRY
{
   
   
    USHORT LimitLow;
    USHORT BaseLow;
    union
    {
   
   
        struct
        {
   
   
            UCHAR BaseMid;
            UCHAR Flags1;
            UCHAR Flags2;
            UCHAR BaseHi;
        } Bytes;
        struct
        {
   
   
            ULONG BaseMid:8;
            ULONG Type:5;
            ULONG Dpl:2;
            ULONG Pres:1
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Windows保护模式（一）段寄存器&GDT表
sky123博客
10-08 2899
段式内存管理是将内存划分成若干段，处理器在访问一个内存单元时通过“段基址+偏移”的方式计算出实际的物理地址。 在Intel x86处理器中，有专门的段寄存器，指定每条指令在访问内存时指定在哪个段上进行，以及该段的长度，读写属性，特权级别等。段式内存管理与页式内存管理关系如下图。 Windows采用了页式内存管理方案，在Intel x86处理器上，Windows不使用段来管理虚拟内存，但是，Intel x86处理器在访问内存时必须要通过段描述符，这意味着Windows将所有的段描述符都构造成了从基地址0开始
X86-段寄存器，GDTR.GDT 关系图
weixin_48257887的博客
09-12 377
4,294,967,296 / 1024 / 1024 / 1024 = 4GB(最大寻址空间)32位 有32根地址线， 即2^32 = 4,294,967,296字节。
windows驱动读取gdtr_windows驱动内核编程
weixin_39728221的博客
12-21 343
image.png搭建驱动开发环境 sdk10 wdk10win7平台 降低警告级别8086CPU 16位汇编1982年 intel退出80286处理器，第一次提出保护模式在保护模式下，段寄存器存储的段基址，而是段选择子X86体系CPU支持三种模式实模式：兼容16位CPU的模式保护模式：操作系统所在模式虚拟8086模式：可以模拟多个8086执行多任务8086处理器的段寄存器...
windows驱动读取gdtr_无驱动执行 Ring0 代码
weixin_39731271的博客
12-21 222
无驱动执行 Ring0 代码2005-1-14 23:187729无驱动执行 Ring0 代码2005-1-14 23:187729〔转贴〕原作者姓名 free2000fly介绍无驱动执行 Ring0 代码的源程序的改写, 使得能在 VC6 及 vc71 下编译正文前不久因为有一个加密及直接操纵硬件的问题, 使用直接访问硬件更直接一点, 但操作系统是NT的,不能用 CIH 的技术, 在网上狂找, ...
windows驱动读取gdtr_Windows系统调用架构分析—也谈KiFastCallEntry函数地址的获取
weixin_31091881的博客
12-30 336
为什么要写这篇文章1.因为最近在学习《软件调试》这本书，看到书中的某个调试历程中讲了Windows的系统调用的实现机制，其中讲到了从Ring3跳转到Ring0之后直接进入了KiFastCallEntry这个函数。2.碰巧前天又在网上看到了一篇老文章介绍xxx安全卫士对Windows系统调用的Hook，主要就是Hook到这个函数3.刚刚做完毕业设计，对使用中断来实...
Windows保护模式学习笔记（一）—— 段寄存器&GDT表
lzyddf的博客
10-16 4814
保护模式学习笔记（一）前言保护模式参考书籍：段寄存器段寄存器的结构段寄存器的读写段寄存器的属性探测Attribute：探测Base：探测Limit：GDT表与LDT表GDT表段描述符段描述符的属性```P位``````G位``````S位``````Type域``````DPL```段描述符与段寄存器结构的对应关系段选择子加载段描述符到段寄存器 前言 海东老师牛逼！ 保护模式 X86 CPU的...
windows内核-调用门的实现02
zhyjhacker的博客
08-07 899
调用门无参的实现提示：以下是本篇文章正文内容，下面案例可供参考一、windbg查看GDTR表，查看cs=1b即18出的描述符00cffb000000ffff5.4调用门用指令eq 修改C0处用于构建调用门，还要修改c8处的内容，从1B中复制过来，调用门要跳到C8处指向1，这里如果不进行调用门的调整，指向是没法执行的，如果大家不装windbg本代码，执行汇报05从错误2，本套课程需要有汇编基础。
windows内核-调用门的实现
zhyjhacker的博客
07-02 835
调用门无参的实现提示：以下是本篇文章正文内容，下面案例可供参考一、windbg查看GDTR表，查看cs=1b即18出的描述符00cffb000000ffff5.4调用门用指令eq 修改C0处用于构建调用门，还要修改c8处的内容，从1B中复制过来，调用门要跳到C8处指向。
windbg查看GDT表的基址和长度 段描述符查分实验 段选择子拆分实验
日志
09-28 1479
1.在windbg中查看GDT表的基址和长度 2.分别使用dd dq指令查看GDT表 3.段描述符查分实验 拆5个 4.段选择子拆分实验 追加练习 使用LES，LDS等指令修改段寄存器
【IDT】 windows IDT GDT LDT
dr0op's blog
09-16 4280
（Interrupt Descrptor Table）中断描述符表，用来处理中断的。
[windows内核]段描述符和段选择子
r250414958的博客
05-17 1719
上面我们已经提到根据段引申出来的一个概念就是GDT（Global Descriptor Table 全局描述符表） GDT表与LDT表 通常情况下，在设计程序时，我们认为段寄存器为16-bit（虽然每个段寄存器事实上有一个64-bit长的不可见部分，但对于程序员来说，段寄存器就是16-bit），但是为了描述一个段，还需要【Base Address, Limit, Attr】三方面因素，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（上面所说的缺少了80位数据，但是这里只存储64位数据是因为
CPU实模式和保护模式、全局描述符表GDT、Linux内核中GDT和IDT的结构定义
bcbobo21cn的专栏
05-14 1132
一 计算机实模式和保护模式 实模式 在实模式下，内存被限制为仅有1M字节(220 字节)。有效的地址从00000到FFFFF (十六进制)。 这些地址需要用20位的数来表示。一个20位的数不适合任何一个8086的16位寄存器。 Intel通过利用两个16位数值来决定一个地址的方法来解决这个问题。开始的16位值称为段地址(selector)。 段地址的值必须存储在段寄存器中。第二个16位值称为偏移地址(offset)。 16位保护模式 在实模式下，一个段地址的值是物理内存里的一节的首地址。在保护模式.
windows内核探索--打印windows的GDT表(全局描述符表)
weixin_43751677的博客
10-25 344
【代码】windows内核探索--打印windows的GDT表(全局描述符表)
gdt描述_GDT表与段描述符
weixin_42237925的博客
12-29 669
Windows内核分析索引目录：https://www.cnblogs.com/onetrainee/p/11675224.htmlGDT表与段描述符一、介绍如果之前学习过“实模式”，那很明白“段”的意义，在实模式中采用“段+偏移”的机制寻址。现在，我们使用“保护模式”，内存对于我们来说是平坦的。此时，"段"对于我们来说，还有什么意义呢？这时，"段"相当于一个管理者的角色，它有自己的Base，但往...
Windows保护模式（五）任务段&任务门
sky123博客
10-16 1860
call 加载 TSS 的指令格式为call 16位TSS段选择子:无效EIP，因此可以在 GDT 中构造一个段选择子然后指向自己构造的 TSS 然后 call 过去。利用 call 指令进行 TSS 加载时会将 EFLAGS 寄存器中的 NT 位置 1 ，表示中断嵌套，根据 NT 位是否为 1，iretd 返回时会选择根据 Previous Task Link 选择 TSS 还是根据堆栈返回。如果在切换任务函数中使用了int 3断点会将 NT 位置 0 导致返回时根据堆栈返回触发蓝屏。
windows驱动读取gdtr_(四) 由16位元真實模式 (Real Mode) 進入32位元保護模式 (Protect Mode)...
weixin_39603469的博客
12-30 282
(四) 由16位元真實模式 (Real Mode) 進入32位元保護模式 (Protect Mode)前三篇文章所展示的程式碼都是CPU執行於真實模式 (Real Mode)。然而，一般作業系統運行於保護模式 (Protect Mode)，其記憶體定址最高可至4GB (32位元)。故本文先介紹real mode與protect mode記憶體定址的方式。Real mode與Protect mode...
Windows保护模式---x86内存寻址详细分析
For Geek
04-17 778
概述 x86下，为了描述段的详细信息，将段用一个64位的描述符(Segment Descriptor)来描述段。但段寄存器仍然为16位，但要描述段的信息显然是不可能的，所以段寄存器的16位就用来索引描述符的位置，并且系统 把所有段的段描述符顺序存放在内存的指定位置上，组成描述符表(DT)。故段寄存器中不再像16位那样直接表示段地址，而是仅仅作为一个索引，称x86的段寄存器为段选择子。 段描述符表的...
js实现对象字典排序和base64+md5签名
baidu_38424904的博客
10-03 1104
//md5加密方法
GDT是如何实现的
最新发布
09-30
<think>我们正在讨论全局描述符表（GDT）的实现方式。根据之前的讨论和引用资料，我们可以从以下几个方面来详细说明GDT的实现方式： 1. **GDT的存储结构**：GDT是一个数组，每个元素是一个8字节的描述符。描述符的结构需要符合x86架构的规范。 2. **描述符的字段定义**：每个描述符包含基地址、段界限、访问权限、特权级等字段。这些字段在描述符中的位置和含义需要明确。 3. **GDT的加载**：使用`LGDT`指令将GDT的基地址和界限加载到GDTR寄存器中。 4. **具体实现步骤**：包括定义描述符结构、创建GDT数组、加载GDTR以及后续的段寄存器加载。 下面将详细展开这些内容。 ### 1. GDT描述符结构 根据引用[3]，一个GDT描述符由64位（8字节）组成，其结构如下： ``` 63 54 53 52 51 50 48 47 46 44 43 40 39 16 15 0 ┌──────────────┬──┬──┬──┬──┬────────┬──┬───┬───┬──┬──────┬────────────────┬────────────────┐ │ Base[31:24] │G │D │0 │A│Limit[19:16]│P │DPL│ S │ Type │ Base[23:16] │ Base[15:0] │ └──────────────┴──┴──┴──┴──┴────────┴──┴───┴───┴──┴──────┴────────────────┴────────────────┘ 63 54 53 52 51 50 48 47 46 45 44 43 40 39 16 15 0 31 0 ┌───────────────────────────────────┬───────────────────────────────────────────────────────┐ │ Base[15:0] │ Limit[15:0] │ ├───────────────────────────────────┼───────────────────────────────────────────────────────┤ │ Base[23:16] │ Flags (G,D,0,A) and Limit[19:16] | Access Byte (P,DPL,S,Type) │ └───────────────────────────────────┴───────────────────────────────────────────────────────┘ ``` #### 具体字段说明： - **基地址（Base）**：32位，表示段的起始物理地址。在描述符中分为三部分：Base[15:0]、Base[23:16]和Base[31:24]。 - **段界限（Limit）**：20位，表示段的大小。在描述符中分为两部分：Limit[15:0]和Limit[19:16]。段界限的实际大小取决于G位： - $G=0$：段界限单位为字节，因此段大小最多为$1$ MB（因为$20$位最大值为$2^{20}-1$，即$1,048,575$字节）。 - $G=1$：段界限单位为$4$ KB，因此段大小最多为$4$ GB（$2^{20} \times 4$ KB = $2^{32}$字节）。 - **G位（Granularity）**：粒度标志，位于描述符的第55位（从0开始计数）。 - **D/B位**：默认操作数大小/默认栈指针大小。对于代码段，称为D位，表示默认的操作数大小（$0$表示$16$位，$1$表示$32$位）。对于数据段，称为B位，影响栈指针（$0$用SP，$1$用ESP）和栈操作的范围（$0$最大64KB，$1$最大4GB）。位于第54位。 - **L位**：$64$位代码段标志（在$32$位模式下应置$0$）。位于第53位。 - **AVL位**：保留位，通常置$0$。位于第52位。 - **P位（Present）**：存在标志，$1$表示段在内存中有效。位于第47位。 - **DPL（Descriptor Privilege Level）**：$2$位，表示描述符特权级（$0$最高，$3$最低）。位于第45-46位。 - **S位（Descriptor Type）**：$1$表示代码段或数据段，$0$表示系统段。位于第44位。 - **Type字段**：$4$位，用于指定段的类型（代码段、数据段、系统段等）。位于第40-43位。具体含义： - 当$S=1$（代码/数据段）时： - 代码段：Type的$4$位为$1XXX$（$X$表示其他属性），其中最低位（第40位）为$1$表示可执行，第41位为$1$表示可读（对于代码段，可读表示允许读取段内数据，如常数），第42位为$C$（一致性），第43位为$A$（已访问）。 - 数据段：Type的$4$位为$0XXX$，第40位为$0$（不可执行），第41位为$1$表示可写，第42位为$E$（扩展方向），第43位为$A$（已访问）。 - 当$S=0$（系统段）时：Type表示系统描述符类型（如TSS、LDT等）。 ### 2. GDT实现步骤 在操作系统中（如Linux 0.11），实现GDT通常包括以下步骤： #### 步骤1：定义描述符结构 在代码中，我们需要定义一个数据结构来表示描述符，或者直接使用数组（每个描述符8字节）。在汇编语言中，可以直接定义字节序列。 #### 步骤2：创建GDT数组 GDT是一个描述符数组，第一个描述符（索引0）必须为空描述符（全0）。后续描述符包括： - 内核代码段 - 内核数据段 - 用户代码段 - 用户数据段 - 其他系统段（如TSS） 以Linux 0.11为例（引用[1]），其GDT包含： 1. 空描述符 2. 内核代码段（DPL=0） 3. 内核数据段（DPL=0） 4. 用户代码段（DPL=3） 5. 用户数据段（DPL=3） 6. TSS描述符（每个任务一个，但Linux 0.11只有一个TSS） #### 步骤3：加载GDTR 使用`LGDT`指令加载GDT的基地址和界限（界限 = 表大小 - 1）。GDTR是一个48位的寄存器，低16位是表界限（以字节为单位），高32位是GDT的物理基地址。 在汇编中： ```assembly lgdt [gdt_descriptor] ; gdt_descriptor是一个6字节的内存区域，前2字节是界限，后4字节是基地址 ``` #### 步骤4：加载段寄存器 加载GDTR后，需要重新加载段寄存器（如CS、DS等）以使用新的描述符。对于CS，通常通过一个远跳转（far jump）来实现： ```assembly jmp 0x08:flush ; 0x08是内核代码段的选择子，flush是跳转目标 flush: mov ax, 0x10 ; 加载内核数据段选择子到AX mov ds, ax ; 加载其他段寄存器 ``` ### 3. 具体代码示例（汇编） 下面是一个简化的GDT实现示例（基于x86汇编）： ```assembly ; 定义GDT gdt_start: ; 第一个描述符必须是空描述符 dd 0x00000000 dd 0x00000000 ; 内核代码段描述符（选择子0x08） dw 0xFFFF ; 段界限低16位 (0-15) dw 0x0000 ; 基地址低16位 (0-15) db 0x00 ; 基地址中8位 (16-23) db 0b10011010 ; 访问字节：P=1, DPL=00, S=1, Type=1010（代码段，可执行、可读、非一致性） db 0b11001111 ; 标志位：G=1, D=1, L=0, AVL=0, 段界限高4位 (16-19) = 0xF db 0x00 ; 基地址高8位 (24-31) ; 内核数据段描述符（选择子0x10） dw 0xFFFF ; 段界限低16位 dw 0x0000 ; 基地址低16位 db 0x00 ; 基地址中8位 db 0b10010010 ; 访问字节：P=1, DPL=00, S=1, Type=0010（数据段，可读写） db 0b11001111 ; 标志位：G=1, D=1, L=0, AVL=0, 段界限高4位 = 0xF db 0x00 ; 基地址高8位 gdt_end: ; 定义GDTR gdt_descriptor: dw gdt_end - gdt_start - 1 ; 界限（表大小-1） dd gdt_start ; 基地址 ; 加载GDT lgdt [gdt_descriptor] ; 刷新段寄存器 jmp 0x08:flush ; 远跳转，0x08是内核代码段选择子（索引1，TI=0, RPL=0） flush: ; 更新数据段寄存器 mov ax, 0x10 ; 内核数据段选择子（索引2，TI=0, RPL=0） mov ds, ax ; 更新其他段寄存器（ES, FS, GS, SS） ``` ### 4. 现代操作系统的实现变化 现代操作系统（如Linux）虽然仍然使用GDT，但通常采用平坦内存模型（flat memory model）。在这种模型中，代码段和数据段的基地址均为$0$，界限为$4$ GB（$0xFFFFFFFF$），通过分页机制实现内存管理[^2]。此时，分段的作用被弱化，但GDT仍然是进入保护模式所必需的。 ### 总结 GDT的实现主要包括定义描述符结构、构建GDT数组、加载GDTR寄存器以及刷新段寄存器。每个描述符需要按照x86架构规范设置基地址、界限和访问属性。操作系统的设计决定了描述符的具体参数，如平坦内存模型中代码段和数据段的基址为$0$，界限为$4$ GB[^1][^2][^3]。 §§相关问题§§ 1. 在x86架构中，如何创建和加载局部描述符表（LDT）？ 2. 保护模式下的内存地址转换过程是怎样的？ 3. 现代操作系统（如Linux）如何使用平坦内存模型简化分段机制？ 4. 任务状态段（TSS）在GDT中的作用是什么？ </think>### 全局描述符表（GDT）的实现方式详解 #### 一、GDT的基础结构 GDT 是一个由**8字节描述符**组成的数组，存储在内存中。每个描述符对应一个内存段，其结构通过位字段精确控制： ```mermaid graph LR A[描述符结构] --> B[基地址 32位] A --> C[段界限 20位] A --> D[访问控制字节] D --> E[P/DPL/S/Type] A --> F[标志位] F --> G[G/D/B/L/AVL] ``` 数学表示（假设基地址为$base$，界限为$limit$）： $$描述符 = (base_{31:24} \ll 56) \ |\ (flags \ll 52) \ |\ (limit_{19:16} \ll 48) \ |\ (access \ll 40) \ |\ (base_{23:16} \ll 16) \ |\ limit_{15:0}$$ #### 二、关键实现步骤 1. **描述符定义**（以Linux内核代码为例）： ```c struct gdt_entry { uint16_t limit_low; // 段界限低16位 uint16_t base_low; // 基地址低16位 uint8_t base_mid; // 基地址中8位 uint8_t access; // 访问控制字节 uint8_t granularity; // 界限高4位+标志位 uint8_t base_high; // 基地址高8位 } __attribute__((packed)); ``` 2. **典型描述符初始化**（内核代码段）： ```c void set_gdt_entry(int idx, uint32_t base, uint32_t limit, uint8_t access, uint8_t gran) { gdt[idx].limit_low = limit & 0xFFFF; gdt[idx].base_low = base & 0xFFFF; gdt[idx].base_mid = (base >> 16) & 0xFF; gdt[idx].access = access; gdt[idx].granularity = (limit >> 16) & 0x0F; gdt[idx].granularity |= gran & 0xF0; // 包含G/D/B标志 gdt[idx].base_high = (base >> 24) & 0xFF; } // 设置内核代码段：基址0x00000000，界限0xFFFFFFFF set_gdt_entry(1, 0, 0xFFFFF, 0x9A, 0xCF); ``` 3. **访问控制字节解析**： - `access = 0x9A`（二进制 `1001 1010`）表示： - `P=1`（段在内存中） - `DPL=00`（最高特权级） - `S=1`（代码/数据段） - `Type=1010`（代码段/可读/非依从） 4. **GDTR寄存器加载**（汇编实现）： ```asm gdt_descriptor: .word gdt_end - gdt - 1 ; 界限值 = 表大小-1 .long gdt ; GDT物理地址 load_gdt: lgdt [gdt_descriptor] ; 加载GDTR jmp 0x08:reload_cs ; 远跳转刷新CS reload_cs: mov ax, 0x10 ; 加载数据段选择子 mov ds, ax ; ... 其他段寄存器 ``` #### 三、现代系统的平坦模型实现 当前Linux采用**平坦内存模型**，核心配置： - 代码段：基址$0x00000000$，界限$0xFFFFFFFF$（4GB） - 数据段：基址$0x00000000$，界限$0xFFFFFFFF$ - 关键参数： - `Type=2`（数据段） / `Type=10`（代码段） - `G=1`（界限以4KB为单位） - `D/B=1`（32位模式） ```mermaid graph TD A[GDT] --> B[空描述符 index0] A --> C[内核代码段 index1] A --> D[内核数据段 index2] A --> E[用户代码段 index3] A --> F[用户数据段 index4] A --> G[TSS描述符 index5] ``` #### 四、技术细节分析 1. **段界限计算**： - 当$G=0$时：段大小 = $limit + 1$（字节） - 当$G=1$时：段大小 = $(limit + 1) \times 4096$ - 例如 $limit=0xFFFFF$，$G=1$ → $4\text{GB}$空间 2. **权限检查机制**： - CPU比较段选择子的`RPL`和描述符的`DPL` - 用户进程（RPL=3）访问内核段（DPL=0）触发异常 3. **特殊描述符实现**： - **TSS描述符**：`S=0`，`Type=0x9` 或 `0xB` - **调用门**：`Type=0xC`，包含目标代码段选择子 #### 五、实现注意事项 1. **对齐要求**： - GDT首地址需8字节对齐（x86架构要求） - 使用`__attribute__((aligned(8)))`确保对齐 2. **实时更新**： - 修改GDT后需立即执行`lgdt` - 远跳转强制刷新段缓存（尤其CS寄存器） 3. **多处理器扩展**： 现代系统为每个CPU核心维护独立GDT： ```c struct gdt_table { struct gdt_entry gdt[GDT_ENTRIES]; struct desc_ptr gdt_ptr; // GDTR值 } __per_cpu[NR_CPUS]; ``` > ⚠️ **关键点**：GDT是保护模式的基础设施，即使现代系统使用分页机制，GDT仍是启动阶段必需品[^1][^2][^3]。 ---
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