GDT/IDT

Posted 2020-10-03 chaunceyctx

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篇首语：本文由小常识网(cha138.com)小编为大家整理，主要介绍了GDT/IDT相关的知识，希望对你有一定的参考价值。

全局符号与弱符号之间的区别主要有两点：

(1). 当链接编辑器组合若干可重定位的目标文件时，不允许对同名的 STB_GLOBAL 符号(全局变量)给出多个定义。另一方面如果一个已定义的全局符号已经存在，出现一个同名的弱符号并不会产生错误（强弱附后存在，取强）。链接编辑器尽关心全局符号，忽略弱符号。类似地，如果一个公共符号（符号的 st_shndx 中包含 SHN_COMMON），那么具有相同名称的弱符号出现也不会导致错误。链接编辑器会采纳公共定义，而忽略弱定义。

(2). 当链接编辑器搜索归档库（archive libraries）时，会提取那些包含未定义全局符号的档案成员。成员的定义可以是全局符号，也可以是弱符号。连接编辑器不会提取档案成员来满足未定义的弱符号。未能解析的弱符号取值为0。

在每个符号表中，所有具有 STB_LOCAL 绑定的符号都优先于弱符号和全局符号。符号表节区中的 sh_info 头部成员包含第一个非局部符号的符号表索引。

main.c
#include <stdio.h>

int main(int argc, char *argv[])
{
  int a = 5;
  printf("%d",a);
  return 0;        
}


a.c

int a = 6;

gcc main.c a.c -o result

结果为5

段寄存器后两位表示当前CPU状态

如图11-4 所示，每个描述符在GDT 中占8 字节，也就是2 个双字，或者说是64 位。图中，下面是低32 位，上面是高32 位。

20 位的段界限用来限制段的扩展范围（大小）。因为访问内存的方法是用段基地址加上偏移量，所以，对于向上扩展的段，如代码段和数据段来说，偏移量是从0 开始递增，段界限决定了偏移量的最大值；对于向下扩展的段，如堆栈段来说，段界限决定了偏移量的最小值。

G 位是粒度（Granularity）位，用于解释段界限的含义。当G 位是“0”时，段界限以字节为单位。此时，段的扩展范围是从1 字节到1 兆字节（1B～1MB），因为描述符中的界限值是20 位的。相反，如果该位是“1”，那么，段界限是以4KB 为单位的。这样，段的扩展范围是从4KB到4GB。

S 位用于指定描述符的类型（Descriptor Type）。当该位是“0”时，表示是一个系统段；为“1”时，表示是一个代码段或者数据段（堆栈段也是特殊的数据段）。

DPL 表示描述符的特权级（Descriptor Privilege Level，DPL）。这两位用于指定段的特权级。共有4 种处理器支持的特权级别，分别是0、1、2、3，其中0 是最高特权级别，3 是最低特权级别，在这里，描述符的特权级用于指定要访问该段所必须具有的最低特权级。如果这里的数值是2，那么，只有特权级别为0、1 和2 的程序才能访问该段，而特权级为3 的程序访问该段时，处理器会予以阻止。

P 位用于指示描述符所对应的段是否存在，当内存空间紧张时，有可能只是建立了描述符，对应的内存空间并不存在，这时，就应当把描述符的P 位清零，表示段并不存在。另外，同样是在内存空间紧张的情况下，会把很少用到的段换出到硬盘中，腾出空间给当前急需内存的程序使用（当前正在执行的），这时，同样要把段描述符的P 位清零。当再次轮到它执行时，再装入内存，然后将P 位置1。

D/B（很罕见了）位是“默认的操作数大小”（Default Operation Size）或者“默认的堆栈指针大小”（DefaultStack Pointer Size），又或者“上部边界”（Upper Bound）标志。

设立该标志位，主要是为了能够在32 位处理器上兼容运行16 位保护模式的程序

TYPE 字段共4 位，用于指示描述符的子类型，或者说是类别。如表11-1 所示，对于数据段来说，这4 位分别是X、E、W、A 位；而对于代码段来说，这4 位则分别是X、C、R、A 位。

X 表示是否可以执行（eXecutable）。数据段总是不可执行的，X＝0；代码段总是可以执行的，因此，X＝1。

对于数据段来说，E 位指示段的扩展方向。E＝0 是向上扩展的，也就是向高地址方向扩展的，是普通的数据段；E＝1 是向下扩展的，也就是向低地址方向扩展的，通常是堆栈段。W 位指示段的读写属性，或者说段是否可写，W＝0 的段是不允许写入的，否则会引发处理器异常中断；W＝1的段是可以正常写入的。

对于代码段来说，C 位指示段是否为特权级依从的（Conforming）。C＝0 表示非依从的代码段，这样的代码段可以从与它特权级相同的代码段调用，或者通过门调用；C＝1 表示允许从低特权级的程序转移到该段执行，

R 位指示代码段是否允许读出。代码段总是可以执行的，但是，为了防止程序被破坏，它是不能写入的，也许有人会问，既然代码段是不可读的，那处理器怎么从里面取指令执行呢？事实上，这里的R 属性并非用来限制处理器，而是用来限制程序和指令的行为

数据段和代码段的A 位是已访问（Accessed）位，用于指示它所指向的段最近是否被访问过。在描述符创建的时候，应该清零。之后，每当该段被访问时，处理器自动将该位置“1”。

AVL 是软件可以使用的位（Available），通常由操作系统来用，处理器并不使用它

问题一：这些描述符表放置在内存哪里？

答案是没有固定的位置，可以任由程序员安排在任意合适的位置。

问题二：既然没有指定固定位置，CPU如何知道全局描述符表在哪？

答案是Intel干脆设置了一个48位的专用的全局描述符表寄存器（GDTR）来保存全局描述符表的信息。

既然用16位来表示表的长度，那么2的16次方就是65536字节，除以每一个描述符的8字节，那么最多能创建8192个描述符。

80386CPU内部有5个32位的控制寄存器（Control Register，CR），分别是CR0到CR3，以及CR8。用来表示CPU的一些状态，其中的CR0寄存器的PE位（Protection Enable，保

护模式允许位），0号位，就表示了CPU的运行状态，0为实模式，1为保护模式。通过修改这个位就可以立即改变CPU的工作模式。不过需要注意的是，一旦CR0寄存器的PE位被修改，

CPU就立即按照保护模式去寻址了，所以这就要求我们必须在进入保护模式之前就在内存里放置好GDT，然后设置好GDTR寄存器。

　　　　　　　　　　段机制的线性地址合成过程

现代操作系统几乎不再使用分段而是绕过分段技术直接使用了分页，所以我们使用所说的平坦模式（Flat Mode）绕过分段技术，当整个虚拟地址空间是一个起始地址为0，限长为4G的"段"时（这么大段相当于没分段），我们给出的偏移地址就在数值上等于是段机制处理之后的地址了。不过我们不是简单的对所有的段使用同样的描述符，而是给代码段和数据段分配不同的描述符。

在第二章中我们谈到了GRUB在载入内核时候的一些状态，其中就有以下两条：
　　1. CS 指向基地址为0x00000000，限长为4G – 1的代码段描述符。
　　2. DS，SS，ES，FS 和GS 指向基地址为0x00000000，限长为4G–1的数据段描述符。

大家现在应该理解这两项了吧？既然GRUB已经替我们做过了，那我们还有必要再来一次吗？当然有必要了，一来是学习的必要（grub前面已经帮我们从实模式到保护模式设定好了，而且在实模式之前已经设置了GDT表，此处我们只是自己实现一遍，反正之后也没有用分段，用了我们也用lgdt重新设置了），二来在后期实现TSS任务切换的时候还要用到全局描述符表。

gdt_set_gate(0, 0, 0, 0, 0); // 按照Intel 文档要求，第一个描述符必须全0
gdt_set_gate(1, 0, 0xFFFFFFFF , 0x9A, 0xCF); // 指令段
gdt_set_gate(2, 0, 0xFFFFFFFF , 0x92, 0xCF); // 数据段
gdt_set_gate(3, 0, 0xFFFFFFFF , 0xFA, 0xCF); // 用户模式代码段
gdt_set_gate(4, 0, 0xFFFFFFFF , 0xF2, 0xCF); // 用户模式数据段

设置段描述符内容

第一，正如上一节所述，即使是在实模式下，段寄存器的描述符高速缓存器也被用于访问内存，仅低20 位有效，高12 位是全零。当处理器进入保护模式后，不影响段寄存器的内容和使用，它们依然是有效的，程序可以继续执行但是，在保护模式下，对段的解释是不同的，处理器会把段选择器里的内容看成是描述符选择子，而不是逻辑段地址。因此，比较安全的做法是尽快刷新CS、SS、DS、ES、FS 和GS 的内容，包括它们的段选择器和描述符高速缓存器。第二，在进入保护模式前，有很多指令已经进入了流水线。因为处理器工作在实模式下，所以它们都是按16 位操作数和16 位地址长度进行译码的，即使是那些用bits 32 编译的指令。进入保护模式后，由于对段地址的解释不同，对操作数和默认地址大小的解释也不同，有些指令的执行结果可能会不正确，所以必须清空流水线

流水线:

为了提高处理器的执行效率和速度，可以把一条指令的执行过程分解成若干个细小的步骤，并分配给相应的单元来完成。各个单元的执行是独立的、并行的。如此一来，各个步骤的

执行在时间上就会重叠起来，这种执行指令的方法就是流水线（Pipe-Line）技术。