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gdt表與段描述符
一、介紹
如果之前學習過「實模式」，那很明白「段」的意義，在實模式中採用「段+偏移」的機制定址。
現在，我們使用「保護模式」，記憶體對於我們來說是平坦的。此時，"段"對於我們來說，還有什麼意義呢？
這時，"段"相當於乙個管理者的角色，它有自己的base，但往往從0開始計算，這時，更多的充當自己的許可權功能。
「每個段」可以儲存在暫存器中，比如你訪問區域性變數，其記憶體位址為 [a]，其實際訪問是 sp:[a]，雖然不同的段base都為0開始，但許可權是不同的，零環的段是不允許被三環的許可權訪問的。
二、段選擇子 與 gdt表
我們在實際使用過程中直觀的看到段？答案是通過段暫存器(fs···)。
段暫存器中儲存的是什麼呢（顯然不是段描述符）？實際上儲存的是 段選擇子。
段選擇子指明了該指明：讀取段申請的許可權、查哪一張表、在表中的索引位置。（注意，不要誤解段選擇子只表明位置）
1. 拆分段選擇子：
我們檢視暫存器時會發現各種段暫存器的值，我們使用如下方式進行拆分：如果想獲取段選擇子，直接右移3位，selector >> 3。
2. 搜尋 gdt 表：
gdt表全程 global descriptor table，段描述符表。
其儲存在 gdtr 暫存器中，我們在windbg中使用 "r gdtr" 即可獲取該位址。
然後我們採用 dq address (乙個段選擇子四字，八字節） 來顯示 gdt 表，如果知道索引想直接檢視其位址，可以使用 dq address + (index * 8) 的公式來進行搜尋。
三、段描述符的拆分
這個我們只挑幾個重點講，後續會補充其細節和有關實驗。
1. 段限長的換算公式
我們注意到，其段限長為 [0,15]、[24,31]，但是如何仔細一看，其明顯是24位，少了8位。
這時，我們用到g位(23)，顆粒度。
如果 g == 1 , 其顆粒度為 一頁，以4kb為單位，4kb。 4kb = 2 ^ 12 = 0x1000，但是，其是從零開始計數的，則應該後補 0xfff。
如果 g == 0，則直接為原來的數值就好。
2. p位、s位與type位
p位：0 - 無效段 、 1 - 有效段。（檢視該段是否有效，最直接的就是檢視該位）
s位：0 - 系統段、1 - **段或資料段。
type位：如果s位==1，則type位進一步詳解其**段或資料段的有關屬性（可讀可寫可執行等等）。
如下圖，乙個直觀判斷到底是**段還是資料段的方法：type <= 7 資料段 ; type >= 8 **段。
3. d/b位
該位對於資料段和**段有著不同的含義，但大體都是與位數大小有關。比如，如果我們使用32位作業系統，一次操作32位，又如何切換到對16位的操作，根本上就是使用這個位。
1）**段：在32位作業系統下，如果db == 1，則預設運算元是32位，如果操作16位時，其會加上字首指令66。
(66 50 push ax / 50 push eax)
2）資料段：該段作用與不同的資料段其含義不同。
（1）ss段：db == 0 ，使用16位暫存器 sp； db == 1，使用32位暫存器 esp。
(2) ds、es、gs、fs：表示界限（limit），db == 0 ，limit 64kb；db == 1，limit 0xffffffff。
4. 段許可權檢查
1）三個概念：
（1）rpl（request privilege level） 請求特權級別，段選擇子的後兩位。
（2）dpl（descriptor privilege level） 段描述特權級別，13位與14位。
（3）cpl（current privilege level）當前特權級別，當前工作在cs\ss段的rpl。
2）許可權檢查：
簡單解釋下上面的概念就很好理解，像 mov ,eax,3bh ; mov ds,eax 。 這種就會進行有關段許可權檢查，如果不通過賦值會失敗。
首先，cpl表示當前工作的環境（0環或3環），如果cpl為3環，其段選擇子後兩位不可能為0（不用訪問，請求都請求不了）。
而即使你生成請求，其還會和段描述符中的dpl校驗，如果校驗不通過，你依然無法生成。
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