GDT的由來：

在Protected Mode下，一個重要的必不可少的數據結構就是GDT（Global Descriptor Table）。 為什么要有GDT？我們首先考慮一下在Real Mode下的編程模型：
在Real Mode下，我們對一個內存地址的訪問是通過Segment:Offset的方式來進行的，其中Segment是一個段的Base Address，一個Segment的最大長度是64 KB，這是16-bit系統所能表示的最大長度。而Offset則是相對于此Segment Base Address的偏移量。Base Address+Offset就是一個內存絕對地址。由此，我們可以看出，一個段具備兩個因素：Base Address和Limit（段的最大長度），而對一個內存地址的訪問，則是需要指出：使用哪個段？以及相對于這個段Base Address的Offset，這個Offset應該小于此段的Limit。當然對于16-bit系統，Limit不要指定，默認為最大長度64KB，而 16-bit的Offset也永遠不可能大于此Limit。我們在實際編程的時候，使用16-bit段寄存器CS（Code Segment），DS（Data Segment），SS（Stack Segment）來指定Segment，CPU將段積存器中的數值向左偏移4-bit，放到20-bit的地址線上就成為20-bit的Base Address。
到了Protected Mode，內存的管理模式分為兩種，段模式和頁模式，其中頁模式也是基于段模式的。也就是說，Protected Mode的內存管理模式事實上是：純段模式和段頁式。進一步說，段模式是必不可少的，而頁模式則是可選的——如果使用頁模式，則是段頁式；否則這是純段模式。
既然是這樣，我們就先不去考慮頁模式。對于段模式來講，訪問一個內存地址仍然使用Segment:Offset的方式，這是很自然的。由于 Protected Mode運行在32-bit系統上，那么Segment的兩個因素：Base Address和Limit也都是32位的。IA-32允許將一個段的Base Address設為32-bit所能表示的任何值（Limit則可以被設為32-bit所能表示的，以2^12為倍數的任何指），而不像Real Mode下，一個段的Base Address只能是16的倍數（因為其低4-bit是通過左移運算得來的，只能為0，從而達到使用16-bit段寄存器表示20-bit Base Address的目的），而一個段的Limit只能為固定值64 KB。另外，Protected Mode，顧名思義，又為段模式提供了保護機制，也就說一個段的描述符需要規定對自身的訪問權限（Access）。所以，在Protected Mode下，對一個段的描述則包括3方面因素：【Base Address, Limit, Access】，它們加在一起被放在一個64-bit長的數據結構中，被稱為段描述符。這種情況下，如果我們直接通過一個64-bit段描述符來引用一個段的時候，就必須使用一個64-bit長的段寄存器裝入這個段描述符。但Intel為了保持向后兼容，將段寄存器仍然規定為16-bit（盡管每個段寄存器事實上有一個64-bit長的不可見部分，但對于程序員來說，段寄存器就是16-bit的），那么很明顯，我們無法通過16-bit長度的段寄存器來直接引用64-bit的段描述符。
怎么辦？解決的方法就是把這些長度為64-bit的段描述符放入一個數組中，而將段寄存器中的值作為下標索引來間接引用（事實上，是將段寄存器中的高13 -bit的內容作為索引）。這個全局的數組就是GDT。事實上，在GDT中存放的不僅僅是段描述符，還有其它描述符，它們都是64-bit長。GDT是Protected Mode所必須的數據結構，也是唯一的。另外，正像它的名字（Global Descriptor Table）所揭示的，它是全局可見的，對任何一個任務而言都是這樣。

GDT的構成：

GDT的結構圖如下：（GDT表相當于一個64bit的數組）


1、G： （1）、G=0時，段限長的20位為實際段限長，最大限長為2^20=1MB （2）、G=1時，則實際段限長為20位段限長乘以2^12=4KB，最大限長達到4GB

2、D/B： 當描述符指向的是可執行代碼段時，這一位叫做D位，D=1使用32位地址和32/8位操作數，D=0使用16位地址和16/8位操作數。如果指向的是向下擴展的數據段，這一位叫做B位，B=1時段的上界為4GB，B=0時段的上界為64KB。如果指向的是堆棧段，這一位叫做B位，B=1使用32位操作數，堆棧指針用ESP，B=0時使用16位操作數，堆棧指針用SP。
3、DPL：特權級，0為最高特權級，3為最低，表示訪問該段時CPU所需處于的最低特權級
4、type : 類型
（1）、type<8時：數據段


（2）、type>=8時：代碼段

GDTR是什么？

GDT可以被放在內存的任何位置，那么當程序員通過段寄存器來引用一個段描述符時，CPU必須知道GDT的入口，也就是基地址放在哪里，所以Intel的設計者門提供了一個寄存器GDTR用來存放GDT的入口地址，程序員將GDT設定在內存中某個位置之后，可以通過LGDT指令將GDT的入口地址裝入此寄存器，從此以后，CPU就根據此寄存器中的內容作為GDT的入口來訪問GDT了。

LDT是什么？

除了GDT之外，IA-32還允許程序員構建與GDT類似的數據結構，它們被稱作LDT（Local Descriptor Table，局部描述符表），但與GDT不同的是，LDT在系統中可以存在多個，并且從LDT的名字可以得知，LDT不是全局可見的，它們只對引用它們的任務可見，每個任務最多可以擁有一個LDT。另外，每一個LDT自身作為一個段存在，它們的段描述符被放在GDT中。 ?LDT只是一個可選的數據結構，你完全可以不用它。使用它或許可以帶來一些方便性，但同時也帶來復雜性，如果你想讓你的OS內核保持簡潔性，以及可移植性，則最好不要使用它。

LDTR是什么？

IA-32為LDT的入口地址也提供了一個寄存器LDTR，因為在任何時刻只能有一個任務在運行，所以LDT寄存器全局也只需要有一個。如果一個任務擁有自身的LDT，那么當它需要引用自身的LDT時，它需要通過lldt指令將其LDT的段描述符裝入此寄存器。lldt指令與lgdt指令不同的時，lgdt指令的操作數是一個32-bit的內存地址，這個內存地址處存放的是一個32-bit GDT的入口地址，以及16-bit的GDT Limit。而lldt指令的操作數是一個16-bit的選擇子，這個選擇子主要內容是：被裝入的LDT的段描述符在GDT中的索引值。


至此，我們可以這樣理解GDT和LDT：GDT為一級描述符表，LDT為二級描述符表。如圖：
、
例如：如果我們想在表LDT2中選擇第三個描述符所描述的段的地址12345678h。
1. 首先需要裝載LDTR使它指向LDT2：使用指令lldt將Select2裝載到LDTR。
2. 通過邏輯地址（SEL:OFFSET）訪問時SEL的index=3代表選擇第三個描述符；TI=1代表選擇子是在LDT選擇，此時LDTR指向的是LDT2，所以是在LDT2中選擇，此時的SEL值為1C h(二進制為11 1 00b)，OFFSET=12345678h。邏輯地址為1C:12345678h。
3. 由SEL選擇出描述符，由描述符中的基址（Base）加上OFFSET可得到線性地址，例如基址是11111111h，則線性地址=11111111h+12345678h=23456789h。
4. 此時若再想訪問LDT1中的第三個描述符，只要使用lldt指令將選擇子Selector 1裝入再執行2、3兩步就可以了（因為此時LDTR又指向了LDT1）。

由于每個進程都有自己的一套程序段、數據段、堆棧段，有了局部描述符表則可以將每個進程的程序段、數據段、堆棧段封裝在一起，只要改變LDTR就可以實現對不同進程的段進行訪問。

段選擇子是什么？

引用GDT和LDT中的段描述符所描述的段，是通過一個16-bit的數據結構來實現的，這個數據結構叫做Segment Selector——段選擇子。它的高13位作為被引用的段描述符在GDT/LDT中的下標索引，bit 2用來指定被引用段描述符被放在GDT中還是到LDT中，bit 0和bit 1是RPL——請求特權等級，被用來做保護目的。如圖所示：


前面所討論的裝入段寄存器中作為GDT/LDT索引的就是Segment Selector，當需要引用一個內存地址時，使用的仍然是Segment:Offset模式，具體操作是：在相應的段寄存器裝入Segment Selector，按照這個Segment Selector可以到GDT或LDT中找到相應的Segment Descriptor，這個Segment Descriptor中記錄了此段的Base Address，然后加上Offset，就得到了最后的內存地址。

段選擇子包括三部分：描述符索引（index）、TI、請求特權級（RPL）。它的index（描述符索引）部分表示所需要的段的描述符在描述符表的位置，由這個位置再根據在GDTR中存儲的描述符表基址就可以找到相應的描述符。然后用描述符表中的段基址加上邏輯地址（SEL:OFFSET）的OFFSET就可以轉換成線性地址，段選擇子中的TI值只有一位0或1，0代表選擇子是在GDT選擇，1代表選擇子是在LDT選擇。請求特權級（RPL）則代表選擇子的特權級，共有4個特權級（0級、1級、2級、3級）。
關于特權級的說明：任務中的每一個段都有一個特定的級別。每當一個程序試圖訪問某一個段時，就將該程序所擁有的特權級與要訪問的特權級進行比較，以決定能否訪問該段。系統約定，CPU只能訪問同一特權級或級別較低特權級的段。 例如給出邏輯地址：21h:12345678h 轉換為線性地址的步驟如下：
（1）、選擇子SEL=21h=0000000000100 0 01b 它代表的意思是：選擇子的index=4即選擇GDT中的第4個描述符；TI=0代表選擇子是在GDT選擇；最后的01代表特權級RPL=1
（2）、OFFSET=12345678h若此時GDT第四個描述符中描述的段基址（Base）為11111111h，則線性地址=11111111h+12345678h=23456789h

關系：

計算機由實模式進入到保護模式要加載gdt，保護模式下的段寄存器由16位的選擇器與64位的段描述符寄存器構成。
段描述符寄存器： 存儲段描述符；
選擇器：存儲段描述符的索引； 原先實模式下的各個段寄存器作為保護模式下的段選擇器，80486中有6個(即CS,SS,DS,ES,FS,GS)16位的段寄存器

GDT可以被放在內存的任何位置，但CPU必須知道GDT的入口，也就是基地址放在哪里，Intel的設計者門提供了一個寄存器GDTR用來存放GDT的入口地址，程序員將GDT設定在內存中某個位置之后，可以通過LGDT指令將GDT的入口地址裝入此積存器，從此以后，CPU就根據此寄存器中的內容作為GDT的入口來訪問GDT了。GDTR中存放的是GDT在內存中的基地址和其表長界限。
48bit的GDTR的結構：
由GDTR訪問GDT是通過“段選擇子”（實模式下的段寄存器）來完成的，即： GDTR（48bit）+Segment Selector（由實模式下的段寄存器充當，16bit）= GDT中的某一項 （64bit）


Tips： （1）、GDT中的所有描述符(除0項外，包括LDT描述符這種類型的描述符)都指定一個段，GDT中的LDT描述符指定的是一個特殊的段, 這個段中只能存放LDT表，之所以說GDT中一個描述符是一個LDT段的描述符,是因為這個描述符中有屬性說明這是一個LDT段.
（2）、 GDTR是一個48位的全局描述符寄存器，高32位存放GDT的基址，低16位存放GDT限長。
LDTR是一個16位的局部描述符寄存器，高13位存放LDT在GDT中的索引值。
GDT類似于一個 “數組” ，“數組元素” 可以是段描述符，也可以是LDT描述符。

例如：
若給定一個邏輯地址是 a:b ，根據邏輯地址的a（段選擇符）的T1位確定是選擇GDT還是LDT。
a、若是T1位選擇GDT，根據GDTR找到GDT的基址，根據a的 3~15位確定它的段描述符X在GDT中的位置（GDTR即基址+a的3-15bit即相對位置）：確定段描述符X，再根據段描述符提取出其中包含的段基址信息，段基址+b（段內偏移），最終確定線性地址。
2）若是T1位選擇LDT，根據GDTR找到GDT的基址，根據LDTR的高13位確定它的LDTX描述符在GDT中的位置（GDTR基址+LDTR13bit即相對位置）：確定LDTX描述符。LDTX描述符可以確定LDT的基址（LDTX描述符確定LDT表在內存中的起始位置），再根據段選擇符a確定的相對位置，可以確定LDT中的私有段描述符Y。接下來同上面的：再根據段描述符提取出其中包含的段基址信息，段基址+b（段內偏移），最終確定線性地址。
GDT中包含的段描述符X和LDT中包含的私有段描述符Y，所占空間相同。
GDT中包含的段描述符X和GDT中包含的LDT描述符，所占用空間相同。
結論是：LDT不包含在GDT中。GDT中只是包含了LDT描述符（一個指向LDT起始地址的指針）。



本文轉載自：《GDT與LDT》、《GDT詳解》和linux的GDT和LDT

總結

以上是生活随笔為你收集整理的GDT、GDTR、LDT、LDTR的学习的全部內容，希望文章能夠幫你解決所遇到的問題。

如果覺得生活随笔網站內容還不錯，歡迎將生活随笔推薦給好友。