局描述符表 gdt（global descriptor table） 在protected mode下，乙個重要的必不可少的資料結構就是gdt（global descriptor table）。
中文名全域性描述符表
外文名global descriptor table
類 型
資料結構
領 域
科學技術
為什麼要有gdt？我們首先考慮一下在real mode下的程式設計模型：
在real mode下，我們對乙個
記憶體位址的訪問是通過segment:offset的方式來進行的，其中segment是乙個段的base address，乙個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則是相對於此segment base address的
偏移量。base address+offset就是乙個記憶體
記憶體位址的訪問，則是需要指出兩點：1.使用的是哪個段 2.相對於這個段base address的offset，這個offset應該小於此段的limit。當然對於16-bit系統，limit不用指定，預設為最大長度64kb，而 16-bit的offset也永遠不可能大於此limit。我們在實際程式設計的時候，使用16-bit
段暫存器cs（code segment），ds（data segment），ss（stack segment）來指定segment，cpu將
段暫存器中的數值向左偏移4-bit，放到20-bit的位址線上就成為20-bit的base address。
到了protected mode，記憶體的管理模式分為兩種，段模式和頁模式，其中頁模式也是基於段模式的。也就是說，protected mode的記憶體管理模式事實上是：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。對於段模式來講，訪問乙個
記憶體位址仍然使用segment:offset的方式，這是很自然的。由於 protected mode執行在32-bit系統上，那麼segment的兩個因素：base address和limit也都是32位的。ia-32允許將乙個段的base address設為32位所能表示的任何值（limit則可以被設為32位所能表示的2^12的整數倍的任何值），而不象real mode下，乙個段的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
段暫存器表示20-bit base address的目的），而乙個段的limit只能為固定值64 kb。另外，protected mode，顧名思義，就是為段訪問提供了保護機制，也就說乙個段的描述符需要規定對自身的訪問許可權（access）。所以，在protected mode下，對乙個段的描述則包括3方面因素：[base address, limit, access]，它們加在一起被放在乙個64-bit長的資料結構中，被稱為
段描述符。這種情況下，如果我們直接通過乙個64-bit
段描述符來引用乙個段的時候，就必須使用乙個64-bit長的
段暫存器裝入這個段描述符。但intel為了保持
向後相容，將段暫存器仍然規定為16-bit（儘管每個段暫存器事實上有乙個64-bit長的不可見部分，但對於
程式設計師來說，段暫存器就是16-bit的），那麼很明顯，我們無法通過16-bit長度的段暫存器來直接引用64-bit的
段描述符。
怎麼辦？解決的方法就是把這些長度為64-bit的
段描述符放入乙個陣列中，而將
段暫存器中的值作為下標索引來間接引用（事實上，是將段暫存器中的高13 -bit的內容作為索引）。這個全域性的陣列就是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，我們隨後再討論。
gdt可以被放在記憶體的任何位置，那麼當程式設計師通過
段暫存器來引用乙個
段描述符時，cpu必須知道gdt的入口，也就是基位址放在**，所以 intel的設計者門提供了乙個暫存器gdtr用來存放gdt的入口位址，程式設計師將gdt設定在記憶體中某個位置之後，可以通過lgdt指令將gdt的入口位址裝入此暫存器，從此以後，cpu就根據此暫存器中的內容作為gdt的入口來訪問gdt了。
gdt是protected mode所必須的
資料結構，也是唯一的——不應該，也不可能有多個。另外，正象它的名字（global descriptor table）所揭示的，它是全域性可見的，對任何乙個任務而言都是這樣。
除了gdt之外，ia-32還允許程式設計師構建與gdt類似的資料結構，它們被稱作ldt（local descriptor table），但與gdt不同的是，ldt在系統中可以存在多個，並且從ldt的名字可以得知，ldt不是全域性可見的，它們只對引用它們的任務可見，每個任務最多可以擁有乙個ldt。另外，每乙個ldt自身作為乙個段存在，它們的
段描述符被放在gdt中。
ia-32為ldt的入口位址也提供了乙個暫存器ldtr，因為在任何時刻只能有乙個任務在執行，所以ldt暫存器全域性也只需要有乙個。如果乙個任務擁有自身的ldt，那麼當它需要引用自身的ldt時，它需要通過lldt將其ldt的
段描述符裝入此暫存器。lldt指令與lgdt指令不同的是，lgdt指令的
運算元是乙個32-bit的
記憶體位址，這個記憶體位址處存放的是乙個32-bit gdt的入口位址，以及16-bit的gdt limit。而lldt指令的
運算元是乙個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——這一點和剛才所討論的通過
段暫存器訪問段的情況是一樣的。
全域性描述符表
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全域性描述符表
處理器將記憶體劃分成邏輯上的段，並在指令中使用段內位址偏移，在保護模式下，對記憶體的訪問，仍然使用段位址和偏移位址，但是每個段在訪問之前，必須先登記。登記的資訊包括段的起始位址，段的界限和段的各種訪問屬性等。這樣每次你的程式和你要訪問的段不符時，就要被阻止，並產生乙個叫做內部異常的中斷。和乙個段有關...