3.2 Protected Mode
Intel 80386 是第一个实现了 32 位保护模式的处理器。
它提供了更广泛的寄存器(eax，ebx，...，esi，edi) 和新的保护策略：protection rings，虚拟内存，和改善的分段。
这些策略实现了程序之间的彼此隔离，所以程序异常结束不会再影响到其它程序。更进一步，程序没有办法破坏掉其所在处理器的内存了。
相比实模式，获得段的起始地址的方式也改变了。现在起始地址是根据一个特别的表的条目计算得到的，而不是直接通过段寄存器的直接乘法得到的。
线性地址 = 段基址 \(从系统表中读取\) + 偏移量
段寄存器 cs，ds，ss，es，gs，fs 中存储的内容叫做段选择器，寄存器中存储的是一个指向特殊段描述符表的索引和一点附加信息。“段描述符表”分为两种类型：可能有数不清的 LDT(Local Descriptor Table) 和一个 GDT(Global Descriptor Table)。
LDT 们是为了给硬件的任务切换策略设计的；然而操作系统制造商们没有对 LDT 进行适配。今时今日程序是使用虚拟内存进行隔离的，LDT 没有被使用。
GDTR 是一个寄存器，存储了 GDT 的地址和大小。
段选择器的结构如图 3-1 所示：
图 3-1.段选择器(任意一个段寄存器的内容)
Index 表示描述符在 GDT 或者 LDT 中的位置。T 位表示到底是 LDT 还是 GDT。因为 LDT 没人用了，所以无论啥时候，T 这一位始终都是 0。
GDT/LDT 表中的条目还会存储段被赋予了哪种特权级别。当通过段选择器来访问一个段时，会进行一次请求特权级别(在选择器=段寄存器中存储) 和描述符特权级别(在描述符表中存储)的检查。如果请求特权级别不够访问高特权级别的段，那么就会发生错误。这样我们就可以创建无数权限不一样的段，并用存储在段选择器中的请求特权级别值来定义哪些对我们来说是可访问的了(在给出我们自己的特权级别的情况下)。
特权级别和 protection ring 是一回事。
比较稳妥的一种说法是当前的特权级别(e.g.当前的 ring)存储在 cs 和 ss 寄存器的低两个 bit(这两个数值应该是相等的)。这个值会影响到我们执行特定关键指令的能力(e.g. 修改 GDT 自身)。
ds 寄存器的使用也可以很容易地验证这一点，只消修改几个 bit 使我们能覆盖当前的数据访问的特权级别为更低的级别，甚至只能访问一个选定的段。
例如当前我们在 ring-0 模式下，且 ds = 0x02。即使 cs 和 ss 最低的两位都是 0(因为我们在 ring-0 下)，我们依然不能访问特权级别比 2 高的段(例如 1 或者 0 模式下)。
换句话说，当我们访问段时，请求的特权级别字段保存了我们到底有多大的权限。段会被依次赋予四种 protection ring 的其中一种。当请求访问一个特定的特权级别时，请求的特权级别必须比段的特权级别属性要高。
■Note 你无法直接修改 cs 寄存器
图 3-2 展示了 GDT 描述符的格式。
图 3-2.段描述符 (在 GDT 或 LDT 内)
G—粒度，e.g. 0 = 字节，1 = 4096 字节的页。
D—默认操作数大小 (0 = 16 位，1 = 32 位)
L—是否是 64 位模式的段？
V—是否对系统软件可用。
P—现在在内存中。
S—是数据/代码(1) 还是系统信息 (0)。
X—数据 (0) 或者代码 (1)
RW—对于数据段来说，是否允许写？(读总是允许的)；对于代码段来说，是否可以读？(写永远是禁止的)。
DC—增长方向：(对 data 段来说)向低地址还是高地址？(对于代码段来说)是否可以在更高的特权级别下执行？
（对数据段来说）；
A—是否被访问过？
DPL—Descriptor Privilege Level (和 protection ring 中的哪一级 ring 绑定?)
处理器总是(即使是今天)从实模式启动的。为了进入保护模式，需要创建 GDT 然后设置好 gdtr，在 cr0 设置一个特殊的标识位，然后执行一个叫做 far jump 的操作。Far jump 意思是段(或者段选择器)已经显式地给出(并且可以和默认的不同)，像下面这样：
jmp 0x08:addr
列表 3-1 展示了我们如何开启保护模式的代码片断(假设 start32 是 32 位代码启动时的一个 label)。
Listing 3-1.开启保护模式 loader_start32.asm
lgdt cs:[_gdtr]
mov eax, cr0 ; !! Privileged instruction
or al, 1 ; this is the bit responsible for protected mode
mov cr0, eax ; !! Privileged instruction
jmp (0x1 << 3):start32 ; assign first seg selector to cs
align 16
_gdtr: ; stores GDT's last entry index + GDT address
dw 47
dq _gdt
align 16
_gdt:
; Null descriptor (should be present in any GDT)
dd 0x00, 0x00
; x32 code descriptor:
db 0xFF, 0xFF, 0x00, 0x00, 0x00, 0x9A, 0xCF, 0x00 ; differ by exec bit
; x32 data descriptor:
db 0xFF, 0xFF, 0x00, 0x00, 0x00, 0x92, 0xCF, 0x00 ; execution off (0x92)
; size size base base base util util|size base
Align 伪指令控制对齐，本书稍后会对它进行说明。
■Question 45 解析一下这个段选择器：0x08
你可能会认为每次内存事务都需要其它程序立刻去读取 GDT 的内容。实际上并不是这样：对每个段寄存器来说有一个叫 shadow 寄存器的东西，这个寄存器不能够直接被引用。该寄存器扮演的角色是 GDT 内容的缓存。也就是说一段一个段选择器被修改了，那么对应的 shadow 寄存器就载入 GDT 中对应的描述符。这样需要获取这个段所有的信息就可以直接把该寄存器当作数据源了。
D flag 标记需要一点说明，因为它依赖于段的类型。
- 代码段的情况：默认地址和操作数大小。一表示 32 位地址并且是 32 位或者 8 位的操作数；零代表 16 位的地址并且是 16 位或 8 位的操作数。这里我们探讨的是机器指令的编码。这种行为可以在指令前加 0x66 的前缀来修改(修改操作数的大小)，或者 0x67 的前缀(修改地址大小)。
- 栈段(是一种数据段并且我们讨论的是使用 ss 来选择的段)的情况：也是表示操作数的大小，不过是指 call，ret，push/pop 等指令的操作数大小。如果设置了这个 flag，那么操作数就是 32 位宽，指令操作会影响的是 esp 寄存器；否则的话操作数是 16 位宽度，影响 sp 寄存器。
- 数据段的情况：向低地址增长时，代表其大小限制(0 表示 64 KB，1 表示 4 GB)。这一位在长模式的时候应该总是被标记为 1。
就像你看到的一样，分段实在是麻烦的玩艺儿。所以没有被操作系统和程序员广泛接受也是有原因的(现在也基本上被抛弃了)。
- 对于程序员来说，不分段更为简单。
- 广泛使用的程序语言都没有在内存模型上对分段进行支持。而是平整的一块内存。所以安排段的分配是编译器的工作了(实际上实现起来也比较难)。
- 程序分段会造成内存碎片的灾难。
- 描述符表最多可以保存 8192 个描述符。我们怎么能有效地使用这么小丁点的配额啊。
在引入长模式之后，分段就从处理器的实现中消失了，不过并不完全。在 protection ring 中还会有所使用，不过程序员不再需要了解这些了。