|
在网上看了挺多关于GDT的描述，大都花了大量的篇幅讲述其具体的结构，这里只是单纯从为什么需要GDT来分析GDT的出现。 什么是GDT?GDT的全称叫做Global Descriptor Table,中文名叫全局描述符。其实在早期x86系统中是没有GDT的，GDT的引入是为了向下兼容和引入保护模式才出现的产物。我们知道当计算机加点时，CPU最开始是运行在实模式上的。要想从实模式运行到保护模式则需要引入GDT。 声明：以下关于GDT的理解不涉及到其具体的内部数据结构，如GDT的内部数据存储格式等等。 为什么会出现GDT?对于x86操作系统，由于电脑开机时是处于实模式状态下，在实模式状态下所有的内存都是允许被访问操作的，并且在实模式中只能操作20位的地址总线，也就意味着只能访问1MB大小的内存，而实模式下，使用的是16位的寄存器，所以在实模式下访问内存都需要一个16位段寄存器+16位偏移地址进行访问20位的地址空间。而到了32位系统时，则由于CPU无法访问高于1MB的内存就需要进行升级。此时就产生出了GDT。 不考虑兼容性的情况下假设下，如果不考虑向下兼容，则首先需要32位的地址总线，并且需要一个可以进行寻址的32位段寄存，并且由于寄存器和地址总线的位数相同，完全可以直接用寄存器的值进行寻址，而不需要使用段模式寻址。但是，这样会导致之前所有的程序都无法使用，因为过去原有的程序的寻址方式都发生了改变。并且由于32位寄存器可以访问32位的所有地址（也就意味着进程可以访问任意的物理地址），所以只要能控制该寄存器就可以访问任意的地址，也就对内存没有保护的作用。 GDT的产生为了能够保证向下兼容并且能够对内存进行保护和划分，全局描述符表就产生了。 我们知道在实模式下只能访问1MB的内存，并且使用的段寄存器+偏移地址的方式进行寻址，并且这种访存方式是不存在限制的。为了能够对内存的操作加以限制（也就对内存进行保护），首先想到的方式就是通过查询一个中间表G1，表G1存储了每个地址段的访问权限，例如程序A想要访问0x0F000的内存，则可以先查询表G1，查看该内存地址是否可以让程序A进行访问。通过这种方式就可以对内存进行保护，这样就解决了内存保护的问题。 现在则需要在向下兼容的基础上访问更大的地址空间，由于向下兼容的缘故，所以段寄存器使用的是16位的，那么如何使用16位的段寄存器去寻址32位的内存空间呢？还是同样的方法，就是让段地址+偏移地址不在访问真实地址（这里指程序想要访问的物理地址），而是访问一个中间表G2，而G2则在内存中保存了想要访问的真实地址段，获取到真正的物理地址后由后续的32位寄存器进行访存操作就可以通过16位段寄存器完成4GB的内存访问。而将中间表G1和中间表G2合并就是全局描述符表(GDT)。而此时的段寄存器就不再是用于存储段地址了（此时段寄存器变为段选择子），而是用于存储访问GDT的下标，所以GDT的最大长度取决于段寄存器使用多少位来表示下标。 总结GDT保存了内存的访问权限、拓展高地址段、段地址大小等数据。在x86中，每个GDT项大小为64位，而段选择子使用13位用于偏移查询，所以GDT有8192（2的13次方）个GDT项。当采用段式内存管理时，则此时GDT项中的地址存储的就是真正的物理地址。而在页式管理中，GDT中存储的数据就不再是物理地址了，而是页表的地址和偏移（所以也把这种地址叫做线性地址）；之后再从页表获取到的地址则是真正的物理地址。
|
