全域性描述符表GDT和區域性描述符表GDT

一個任務會涉及多個段，每個任務需要一個描述符來描述，為了便於組織管理，80386把描述符組織成線性表。由描述符組成的線性表稱為描述符表。在80386中有三種類型的描述符表：全域性描述符表GDT(Global Descriptor Table)、區域性描述符表LDT(Local Descriptor Table)和中斷描述符表IDT(Interrupt Descriptor Table)。

在整個系統中，全域性描述符表GDT和中斷描述符表IDT只有一張，區域性描述符表可以有若干張，每個任務可以有一張。

每個描述符表本身形成一個特殊的資料段。這樣的特殊資料段最多可包含有8K(8192)個描述符. 每個任務的區域性描述符表LDT含有該任務自己的程式碼段、資料段和堆疊段的描述符，也包含該任務所使用的一些門描述符，如任務門和呼叫門描述符等。隨著任務的切換，系統當前的區域性描述符表LDT也隨之切換。

全域性描述符表GDT含有每一個任務都可能或可以訪問的段的描述符，通常包含描述作業系統所使用的程式碼段、資料段和堆疊段的描述符，也包含多種特殊資料段描述符，如各個用於描述任務LDT的特殊資料段等。

在任務切換時，切換LDT，並不切換GDT

通過LDT可以使各個任務私有的各個段與其它任務相隔離，從而達到受保護的目的。通過GDT可以使各任務都需要使用的段能夠被共享。

一個任務可使用的整個虛擬地址空間分為相等的兩半，一半空間的描述符在全域性描述符表中，另一半空間的描述符在區域性描述符表中。由於全域性和區域性描述符表都可以包含多達8192個描述符，而每個描述符所描述的段的最大值可達4G位元組，因此最大的虛擬地址空間可為： 4GB8192

段選擇子

在真實模式下，邏輯地址空間中儲存單元的地址由段值和段內偏移兩部分組成。 在保護方式下，虛擬地址空間(相當於邏輯地址空間)中儲存單元的地址由段選擇子和段內偏移兩部分組成。 與真實模式相比，段選擇子代替了段值。

段選擇子的高13位是描述符索引(Index)。所謂描述符索引是指描述符在描述符表中的序號

段選擇子的第2位是引用描述符表指示位，標記為TI(Table Indicator)，TI=0指示從全域性描述符表GDT中讀取描述符；TI=1指示從區域性描述符表LDT中讀取描述符。

選擇子–>描述符---->段基地址----+偏移->線性地址

選擇子的最低兩位是請求特權級RPL(Requested Privilege Level)，用於特權檢查。每當程式試圖訪問一個段時，要把當前特權級與所訪問段的特權級進行比較，以確定是否允許程式對該段的訪問

虛擬地址轉換為線性地址

為了將虛擬地址轉換為線性地址，分段單元執行如下操作。

• 先檢查段選擇子的T1欄位，已決定段描述符號，儲存在全域性段描述符表GDL還是區域性段描述符表中。如果在全域性段描述符表GDL中，則分段單元則從GDTR中得到GDT的線性基地址，相反如果區域性段描述符表中則從LDTR中獲取到LDT的線性基地址。
• 從段選擇子的index索引欄位，計算段描述符的地址，index欄位的值乘以8（一個段描述符的大小是8個位元組），然後這個值（偏移）與GDTR或者LDTR的暫存器的值（全域性/區域性段描述符表的基地址）相加，全域性/區域性段描述符表中偏移為index*8的這個地址就儲存著我們當前段的段描述符。
• 把得到的段描述符的base欄位與邏輯地址額偏移offset值相加就得到了線性地址

分段管理機制結束

接下來是頁式管理

如果沒有采用儲存器分頁管理機制，那麼我們得到的線性地址就直接對應與實體地址，否則，則需要將線性地址轉換為實體地址。

page = frame = block

• 頁 ：線性地址被分為以固定長度為單位的組，成為頁。頁內部連續的線性地址空間被對映到連續的實體地址中。

• 頁框：把所有的 RAM 分成固定長度的頁框(page frame)(有時叫做物理頁)。每一個頁框包含一個頁(page)，也就是說一個頁框的長度與一個頁的長度一致。頁框是主存的一部分，因此也是一個儲存區域。區分一頁和一個頁框是很重要的，前者只是一個數據塊，可以存放在任何頁框或磁碟中。

• 頁表： 把線性地址對映到實體地址的資料結構稱為頁表(page table)。頁表存放在主存中

32位線性地址被分成三個區域

CR3 指向頁目錄指標表（PDPT）的基地址

Directory欄位和Table欄位都是10位長，因此頁目錄和頁表都可以多達1024項。那麼一個頁目錄可以定址到高達 1024 * 1024 * 4096=2^32個儲存單元，這和32位地址所期望的一樣。

哈工大實驗開始

在bochs 中執行這個程式，並且找到i的實體地址然後修改他的值，修改成0讓他跳出死迴圈

#include <stdio.h>

int i = 0x12345678;

int main(void)
{
    printf("The logical/virtual address of i is 0x%08x", &i);
    fflush(stdout);

    while (i)
        ;

    return 0;
}

基本的思想：

• ds段是選擇子 index（描述表內偏移） ti rpl 根據T1是0（GDT）是1（LDT）
• LDTR：是區域性描述符表暫存器 index TI RPL
• GDTR：全域性描述符表暫存器，他的值+LDTR的INDEX *8 就找到 LDT
• 找到LDT 之後 根據組合出base，就是LDT的入口
• base + ds的index *8 就是 段基址+偏移量 在根據上圖得出的線性地址的基址
• &i 就是得出來的偏移
• 基址+偏移就是線性地址 分段結束

得出線性地址0X1000 3004 換算成 二進位制就是 0001000000 0000000011 000000000100 也就是 director = 64 table = 3 offset = 4

• CR+dir*4得到頁目錄
• 頁目錄最高20位 + table*4 得到頁
• 頁最高20位+offset得到實體地址 （這時候檢視該地址的內容，可以看到是I =12345678） 修改為0則完成修改I值，可以跳出迴圈

總結一下過程

• 找段號跟段偏移量（選擇子index就是描述表偏移）
• 找LDT跟GDT
• 根據GDT的段描述符找到LDT入口（GDT+LDTR*8）再後檢視內容，根據描述表結構組合出LDT的地址
• 根據LDT地址檢視內容，組合出線性地址的基址（段基址）
• 段基址+偏移量（ip內容 （通過&得出來））得出線性地址
• 線性地址換算成二進位制分別對應DIR TABLE OFFSET
• CR3+DIR（十進位制）*4得出頁目錄地址，檢視內容最高20位是有效位
• 頁目錄有效位+TABLE（十進位制）*4得出頁表地址，檢視內容，最高20位是有效位
• 頁表 + OFFSET 得出實際實體地址