gdt描述_全局描述符表GDT

写在前面

添油加醋系列第二弹——剖析GDT

话说C语言的话除了刷刷OJ外，就是用来实现操作系统这个大头了。C语言比C++少了很多很多臃肿的语法特性，写起来非常优美(至少写操作系统是这样的)。虽说C++有许多的奇技淫巧，一个算法有N种实现方法，但这会让选择恐惧症患者(比如我)难堪，比如说一个类要怎样写啊等等，，抛开其他不谈，假如一个语言的语法特性越少，学起来可能越简单(刚试过lua语法很简单)。OK废话不多说，进入本章主题(涉及OS的资料很杂很偏，如有错误望海涵)。

GDT的构成

首先，根据网上资料，GDT(全局描述符表)又叫段描述符表，暂且就这样认为吧，如有异议可以提出来。

在代码中它又是这样：

// 全局描述符表结构 http://www.cnblogs.com/hicjiajia/archive/2012/05/25/2518684.html

// base: 基址(注意，base的byte是分散开的)

// limit: 寻址最大范围 tells the maximum addressable unit

// flags: 标志位见上面的AC_AC等

// access: 访问权限

struct gdt_entry {

uint16_t limit_low;

uint16_t base_low;

uint8_t base_middle;

uint8_t access;

unsigned limit_high: 4;

unsigned flags: 4;

uint8_t base_high;

} __attribute__((packed));

这时你的内心OS：

答案是——它们都是GDT。。

关于C语言的问题：首先，可能有些童鞋不知道struct里那些冒号是神马意思。(C语言 struct结构体的变量声明加冒号)这里叫作“位域”，就是占几个二进制位。同时，它又涉及内存对齐的概念(C语言结构体的内存对齐问题与位域)。涉及__attribute__((packed))的概念(__attribute__ 你知多少？)它是手动设置对齐大小。

众所周知，一个字节byte是八个bit，那么结构体中有两个4bit的成员，不可能用16bit去容纳它们吧~让它们互相挤挤，节省空间，何乐而不为。

可能看到这里，已经花了好多时间了……没办法，OS的内容非常多，同时GCC的一些怪异偏僻用法又不得不去领会，所以只能一步步来，慢慢理解，急不得。

至于GDT为什么这样描述呢，我自创行不行？一个字——标准，你想改，可能你电脑里的硬件设施不答应……

GDT的存在意义全局描述符表GDT(Global Descriptor Table)在整个系统中，全局描述符表GDT只有一张(一个处理器对应一个GDT)，GDT可以被放在内存的任何位置，但CPU必须知道GDT的入口，也就是基地址放在哪里，Intel的设计者门提供了一个寄存器GDTR用来存放GDT的入口地址，程序员将GDT设定在内存中某个位置之后，可以通过LGDT指令将GDT的入口地址装入此寄存器，从此以后，CPU就根据此寄存器中的内容作为GDT的入口来访问GDT了。GDTR中存放的是GDT在内存中的基地址和其表长界限。也就是说，GDT是全局的，存放在内存中的某个位置，而这个位置是由你来指定给CPU的，换句话说，你来钦定！

设置GDT

现在知道了GDT的struct构成(就是一个个数组元素)，那么我们要给CPU的就是一个gdt_entry数组地址啦~

那么设置gdt_entry的方法如下：

void gdt_install(uint8_t num, uint32_t base, uint32_t limit, uint8_t access, uint8_t flags) {

/* Setup the descriptor base address */

gdt[num].base_low = (base & 0xffff);

gdt[num].base_middle = (base >> 16) & 0xff;

gdt[num].base_high = (base >> 24) & 0xff;

/* Setup the descriptor limits */

gdt[num].limit_low = (limit & 0xffff);

gdt[num].limit_high = ((limit >> 16) & 0x0f);

/* Finally, set up the granularity and access flags */

gdt[num].flags = flags;

access |= AC_RE; // 设置保留位为1

gdt[num].access = access;

}

通过实例认识它：

// 宏定义

#define AC_AC 0x1 // 可访问 access

#define AC_RW 0x2 // [代码]可读；[数据]可写 readable for code selector & writeable for data selector

#define AC_DC 0x4 // 方向位 direction

#define AC_EX 0x8 // 可执行 executable, code segment

#define AC_RE 0x10 // 保留位 reserve

#define AC_PR 0x80 // 有效位 persent in memory

// 特权位： 01100000b

#define AC_DPL_KERN 0x0 // RING 0 kernel level

#define AC_DPL_USER 0x60 // RING 3 user level

#define GDT_GR 0x8 // 页面粒度 page granularity, limit in 4k blocks

#define GDT_SZ 0x4 // 大小位 size bt, 32 bit protect mode

// gdt selector 选择子

#define SEL_KCODE 0x1 // 内核代码段

#define SEL_KDATA 0x2 // 内核数据段

#define SEL_UCODE 0x3 // 用户代码段

#define SEL_UDATA 0x4 // 用户数据段

#define SEL_TSS 0x5 // 任务状态段 task state segment http://wiki.osdev.org/TSS

// RPL 请求特权等级 request privilege level

#define RPL_KERN 0x0

#define RPL_USER 0x3

// CPL 当前特权等级 current privilege level

#define CPL_KERN 0x0

#define CPL_USER 0x3

========================================================

/* Setup the GDT pointer and limit */

gp.limit = (sizeof(struct gdt_entry) * NGDT) - 1;

gp.base = (uint32_t)&gdt;

/* null descriptor */

gdt_install(0, 0, 0, 0, 0);

/* kernel code segment type: code addr: 0 limit: 4G gran: 4KB sz: 32bit */

gdt_install(SEL_KCODE, 0, 0xfffff, AC_RW|AC_EX|AC_DPL_KERN|AC_PR, GDT_GR|GDT_SZ);

/* kernel data segment type: data addr: 0 limit: 4G gran: 4KB sz: bit 32bit */

gdt_install(SEL_KDATA, 0, 0xfffff, AC_RW|AC_DPL_KERN|AC_PR, GDT_GR|GDT_SZ);

/* user code segment type: code addr: 0 limit: 4G gran: 4KB sz: 32bit */

gdt_install(SEL_UCODE, 0, 0xfffff, AC_RW|AC_EX|AC_DPL_USER|AC_PR, GDT_GR|GDT_SZ);

/* user code segment type: data addr: 0 limit: 4G gran: 4KB sz: 32bit */

gdt_install(SEL_UDATA, 0, 0xfffff, AC_RW|AC_DPL_USER|AC_PR, GDT_GR|GDT_SZ);

我的理解是，gdt_install的参数：(段选择子索引号/见题图，基址起始，长度，访问权限，GDT flags)。虽然上述例子中基址起始地址和长度都是一样的(原项目https://github.com/SilverRainZ/OS677是这样写的，可能有点问题)，但是访问权限中有AC_EX和AC_DPL_KERN(ring0)/AC_DPL_USER(ring3)的变化，说明每个段的权限是不同的。这些段管理的是同一片内存，只是由于当前索引号的不同，访问/修改内存的权限也不同。分段管理可以把虚拟地址转换成线性地址，而分页管理可以进一步将线性地址转换成物理地址。

(根据段选择子找到)段基指 + 偏移地址 => 线性地址

线性地址 (通过页表) => 物理地址

通过将GDT告诉给CPU后，CPU就知道了操作系统中段的设置，从而可以通过段选择子得到线性地址，在后面实现分页管理后，可进一步将线性地址转换为物理地址(不过当前连物理址有多大都没法知道呢，在后面会解决)。

段选择子

段选择子包括三部分：描述符索引(index)、TI(指示从GDT还是LDT中找)、请求特权级(RPL)。index部分表示所需要的段的描述符在描述符表的位置，由这个位置再根据在GDTR中存储的描述符表基址就可以找到相应的描述符gdt_entry。然后用描述符gdt_entry中的段基址SEL加上逻辑地址OFFSET就可以转换成线性地址SEL:OFFSET(看下面给的例子应该就是它们的和SEL+OFFSET)

段选择子中的TI值只有一位0或1，0代表选择子是在GDT选择，1代表选择子是在LDT选择。

请求特权级(RPL)则代表选择子的特权级，共有4个特权级(0级、1级、2级、3级)，0级最高。关于特权级的说明：任务中的每一个段都有一个特定的级别。每当一个程序试图访问某一个段时，就将该程序所拥有的特权级与要访问的特权级进行比较，以决定能否访问该段。系统约定，CPU只能访问同一特权级或级别较低特权级的段。

例如：给出逻辑地址：21h:12345678h，需要将其转换为线性地址

a. 选择子SEL=21h=0000000000100 0 01b，他代表的意思是：选择子的index=4即100b，选择GDT中的第4个描述符；TI=0代表选择子是在GDT选择；左后的01b代表特权级RPL=1(因此有SEL=n<<3，n是索引号)

b. OFFSET=12345678h，若此时GDT第四个描述符中描述的段基址(Base)为11111111h，则线性地址=11111111h+12345678h=23456789h

任务状态段TSS任务寄存器(TR)用于寻址一个特殊的任务状态段(Task State Segment，TSS)。TSS中包含着当前执行任务的重要信息。

TR寄存器用于存放当前任务TSS段的16位段选择符、32位基地址、16位段长度和描述符属性值。它引用GDT表中的一个TSS类型的描述符。指令LTR和STR分别用于加载和保存TR寄存器的段选择符部分。当使用LTR指令把选择符加载进任务寄存器时，TSS描述符中的段基地址、段限长度以及描述符属性会被自动加载到任务寄存器中。当执行任务切换时，处理器会把新任务的TSS的段选择符和段描述符自动加载进任务寄存器TR中。

它的初始化和设置：

void tss_init() {

gdt_install(SEL_TSS, (uint32_t)&tss, sizeof(tss),AC_PR|AC_AC|AC_EX, GDT_GR);

/* for tss, access_reverse bit is 1 */

gdt[5].access &= ~AC_RE;

}

// 装载TSS

void tss_install() {

__asm__ volatile("ltr %%ax" : : "a"((SEL_TSS << 3)));

}

// 设置TSS

void tss_set(uint16_t ss0, uint32_t esp0) {

// 清空TSS

memset((void *)&tss, 0, sizeof(tss));

tss.ss0 = ss0;

tss.esp0 = esp0;

tss.iopb_off = sizeof(tss);

}

跟GDT也差不了多少，只是GDT_SZ没有了，也指定了tss的地址，并设置gdt_entry的保留位为1(至于为啥我没有仔细查)。至于__asm__ volatile的GCC在C语言中内嵌汇编 asm __volatile__我也没全部搞明白怎么用。SEL_TSS << 3的话要参考选择子的构成，它高13位是索引，所以要乘8。在任务内发生特权级变换时堆栈也随着自动切换，外层堆栈指针保存在内层堆栈中，而内层堆栈指针存放在当前任务的TSS中。所以，在从外层向内层变换时，要访问TSS(从内层向外层转移时不需要访问TSS，而只需访问内层栈中保存的栈指针)。

LTR指令是专门用于装载任务状态段寄存器TR的指令。该指令的操作数是对应TSS段描述符的选择子。LTR指令从GDT中取出相应的TSS段描述符，把TSS段描述符的基地址和界限等信息装入TR的高速缓冲寄存器中。

// 任务状态段 task state segment http://wiki.osdev.org/TSS

// The only interesting fields are SS0 and ESP0.

// SS0 gets the kernel datasegment descriptor (e.g. 0x10 if the third entry in your GDT describes your kernel's data)

// ESP0 gets the value the stack-pointer shall get at a system call

// IOPB may get the value sizeof(TSS) (which is 104) if you don't plan to use this io-bitmap further (according to mystran in http://forum.osdev.org/viewtopic.php?t=13678)

// http://blog.csdn.net/huybin_wang/article/details/2161886

// TSS的使用是为了解决调用门中特权级变换时堆栈发生的变化

// http://www.kancloud.cn/wizardforcel/intel-80386-ref-manual/123838

TSS 状态段由两部分组成：

1、动态部分(处理器在每次任务切换时会设置这些字段值)

通用寄存器(EAX, ECX, EDX, EBX, ESP, EBP, ESI, EDI)

段寄存器(ES，CS，SS，DS，FS，GS)

状态寄存器(EFLAGS)

指令指针(EIP)

前一个执行的任务的TSS段的选择子(只有当要返回时才更新)

2、静态字段(处理器读取，但从不更改)

任务的LDT选择子