《真象还原》第4章笔记

4 保护模式入门

保护模式

为什么要有保护模式

• 安全原因
  • 实模式下操作系统和用户程序属于同一特权极
  • 用户程序引用的地址都指向真是物理地址
  • 用户程序可以自由的修改段地址，可以自由改
• 使用原因
  • 访问64kb就要切换地址
  • 一次只能运行一个程序
  • 内存最大只能用1mb，太小了

因此程序内部的地址（虚拟地址）需要被转化为物理地址后再去访问，程序对此一无所知。顺便说一句，地址转换是由处理器和操作系统共同协作完成的，处理器在硬件上提供地址转换部件，操作系统提供转换过程中所需要的页表。

实模式不是 32 位 CPU，变成了 16 位

• 实模式时，指的是 32 位的 CPU 运行在 16 位模式下的状态，不是 CPU 变身成的16位。

保护模式之寄存器扩展

• 32位寄存器在原本寄存器的情况

• 左边已经标注名字的寄存器有通用寄存器组，名字前统一加了字符 E 表示扩展

• 全局描述符表

  • 为了更加安全，怎么也得多添加点约束条件才靠谱。这些“约束条件”便是对内存段的描述信息。一个寄存器放不下，所以得放到一个表里面
  • 表里面有段描述符，大小为64字节，用来描述各个内存段的起始地址、大小、权限等信息
  • 所以说现在段里面保存的不是段基址，叫段选择子。
  • 问题
    • 段描述符是在内存中，访问内存cpu来说属于比较慢的动作。
    • 段描述符一个数据要分三个地方存。

• 段描述符缓冲寄存器

  • 以后每次访问相同的段时，就直接读取该段寄存器对应的段描述符缓冲寄存器
  • 为了解决每次从全局描述表里面拿东西速度太慢了
  • 既然是缓存，就一定要有个失效时间。段描述符缓冲寄存器的失效时间是多少？

80286 虽然有了保护模式，但其依然是 16 位的 CPU，其通用寄存器还是 16 位宽。但其与 8086 不同的是其地址线由 20 位变为了 24 位，即寻址空间变成了 2 的 24 次方，等于 16MB 大小。

80286 的问题是：单独的一个寄存器无法访问到全部内存空间，也就是若用寄存器存储段内偏移地址，只能访问到 64KB 大小的段。

所以说没啥意义，80386就把地址线改为32位了。

CPU 有三种模式：实模式、虚拟 8086 模式、保护模式。（虚拟 8086 模式是为了向下兼容）

保护模式之寻址扩展

• 实模式内存寻址

  mov ax,[si] 
  mov ax,[di] 
  mov ax,[bx] 
  mov ax,[bx+si] 
  mov ax,[bx+si+0x1234] 
  mov ax,[bx+di] 
  mov ax,[bx+di+0x1234]

  模式下对于内存寻址来说，其中的基址寻址、变址寻址、基址变址寻址
  这三种形式中的基址寄存器只能是 bx、bp，变址寄存器只能是 si、di

• 在保护模式中

  两种寻址方式不同

  在保护模式下，所有 32 位的通用寄存器，变址寄存器也是一样，（不止是bx,bp,si,di）。

  mov eax，[eax+edx*8+0x12345678] 
  mov eax，[eax+edx*2+0x8] 
  mov eax，[ecx*4+0x1234] 

  虽然 esp 无法用作变址寄存器，但其可用于基址寄存器。所以，如下代码是正确的

  mov eax,[esp]
  mov eax,[esp+2]

保护模式之 运行模式反转

• cpu为了兼顾这两种模式
  • 在实模式下，cpu并不是变成了纯粹的16位cpu。
  • 由于保护模式中的寻址方式和操作数类型同实模式下完全不同，故相应的编码也不同。比如在实模式下，用二进制 010 表示 dx 寄存器，在保护模式下的010 就表示 edx 寄存器（根据编码确定指令、寻址方式、寄存器，这是译码器的工作）。
  • 好处坏处
    • cpu同时支持16和32指令
    • cpu不知道你要16位还是32位指令
  • 避免cpu不知道（提供伪指令bits，来告诉cpu在那个模式下完成）

Bits伪指令

1. 格式:

   [bits 16] ;下面的代码帮我编译成 16 位的机器码
   [bits 32]

2. 使用情况：您清楚所写的代码是运行在哪种模式下，您需要向编译器明确指出将其编译成哪种模式的机器码。(由于人很清楚进入保护模式没有，cpu不知道)

• 进入保护模式步骤
  • 打开A20
  • 加载gdt
  • 将cr0的pe位置1。
• 但是编译器进去保护模式可以依照步骤也可以不按顺序，非常自由，所有cpu不知道，需要bits伪指令。

3. 代码

   [bits 16] 
   mov ax, 0x1234 
   mov dx, 0x1234 
   
   [bits 32] 
   mov eax, 0x1234 
   mov edx, 0x1234 

指令	机器码
[bits 16]	伪指令，无机器码
mov ax, 0x1234	B83412
[bits 32]	伪指令，无机器码
mov eax, 0x1234	B834120000

第 2 行，在 16 位模式，mov ax, 0x1234 的机器码 B83412，第 5 行 32 位模式下 mov eax, 0x1234，其机器码是 B834120000

• 反转前缀

  • 80286 提供了反转前缀，用来解决保护模式与实模式指令编码冲突的问题。反转前缀为 66H，当 80286 处于保护模式时，66H 反转指令中的寄存器字段，使其成为 32 位寄存器。当 80286 处于实模式时，66H 不起作用，指令中的寄存器字段保持不变，依然为 16 位寄存器。

  • 前缀指里面存放的是指令选项之类的东东，比如指令重复前缀 rep、段跨越前缀“段寄存器：”，还有咱们马上要介绍的操作数反转前缀 0x66 和寻址方式反转前缀 0x67

  • 0x66 反转前缀

  [bits 16] 
  mov ax, 0x1234 
  mov eax, 0x1234 
  
  [bits 32] 
  mov ax, 0x1234 
  mov eax, 0x1234 

  指令	机器码
  [bits 16]	伪指令，无机器码
  mov ax, 0x1234	B83412
  mov eax, 0x1234	66 B834120000
  [bits 32]	伪指令，无机器码
  mov ax, 0x1234	66 B83412
  mov eax, 0x1234	B834120000

  • 寻址方式反转前缀 0x67

    [bits 16] 
    mov word [bx], 0x1234 
    mov word [eax], 0x1234 
    mov dword [eax], 0x1234 
    [bits 32] 
    mov dword [eax], 0x1234 
    mov word [eax], 0x1234 
    mov dword [bx], 0x1234 

  指令	机器码
  [bits 16]	伪指令，无机器码
  mov word [bx], 0x1234	C7073412
  mov word [eax], 0x1234	67 C70E3412
  mov dword [eax], 0x1234	6667 C70534120000
  [bits 32]	伪指令，无机器码
  mov dword [eax], 0x1234	C70534120000
  mov word [eax], 0x1234	66 C70E3412
  mov dword [bx], 0x1234	67 C70734120000

  • 为什么实例中用了 eax 和 bx 两种寄存器，而不是 ebx 和 bx？
    • 因为实模式下的基址只有用寄存器 bx、bp。

保护模式之指令扩展

• 首先加减乘除

  • add

    add al, cl ;支持 8 位操作数
    add ax, cx ;支持 16 位操作数
    add eax, ecx ;支持 32 位操作数

  • sub

    sub al, cl ;支持 8 位操作数
    sub ax, cx ;支持 16 位操作数
    sub eax, ecx ;支持 32 位操作数

  • inc

    inc al ;支持 8 位操作数
    inc ax ;支持 16 位操作数
    inc eax ;支持 32 位操作数

  • dec

    dec al ;支持 8 位操作数
    dec ax ;支持 16 位操作数
    dec eax ;支持 32 位操作数

• 并不是所有的指令都要支持以上 3 种宽度的操作数，比如对于 loop 指令，实模式下要用 cx 寄存器来存储循环次数，在保护模式下，要用 ecx。

• imul && mul

  mul指令是无符号数相乘指令

  • 如果乘数是 8 位，则把寄存器 al 当作另一个乘数，结果便是 16 位，存入寄存器 ax。

  • 如果乘数是 16 位，则把寄存器 ax 当作另一个乘数，结果便是 32 位，存入寄存器 eax。

  • 如果乘数是 32 位，则把寄存器 eax 当作另一个乘数，结果便是 64 位，存入 edx：eax，其中 edx 是积的高 32 位，eax 是积的低 32 位。

  imul eax, ebx, 10 ;将 ebx 乘以 10，结果存入 eax
  imul eax, 10 ;将 eax 乘以 10，结果存入 eax
  imul eax ;将 eax 乘以自身，结果存入 eax

• push (在 16 位的实模式下，CPU照样可以处理 32 位的数据)

  • 操作类型
    • 立即数（可以压入8位，16位,32位）
    • 寄存器
    • 内存

  16push.S

section loader vstart=0x900
mov sp,0x900
push byte 0x7
push word 0x8
push dword 0x9
jmp $

在实模式上

下一条指令	下一条的指令的机器码	当前esp值
mov sp,0x0900	BC0090	0x00007c00
push 0x0007	6A07	0x00000900
push 0x0008	6A08	0x000008fe
push 0x00000009	666a09	0x000008fc
jmp -2	EBFE	0x000008f8

第 1 行的当前 esp 是 0x7c00。为了更清楚地观察到栈指针变化，准备用 mov sp， 0x900 指令将 sp 赋值为 0x900。所以，在第 2 行的“当前 esp 值”列已经更新成了 0x900

第 2 行的下一条指令是 push 0x0007，其操作码是 0x6a，这是压入一个字的操作码。大伙儿可以对照下源文件 16push.S 的第 3 行，原本是 push byte 0x7。可见，如前所述，CPU 并不是真地压入 1 字节。byte 并不是 CPU的指令，而是编译器提供的伪指令，它给编译器指出数据的宽度。第 3 行的“当前 esp 值”列，其值为 0x8fe，这正是 push 0x0007 对 sp 指针的影响，0x900-0x8fe=2，可见，sp 的值减了 2，即向栈中压入了 2 字节的数据。

32push.S

%include "boot.inc" 
 section push32_test vstart=0x900 
jmp loader_start 
gdt_addr: 
 
;构建 gdt 及其内部的描述符
GDT_BASE: dd 0x00000000 
dd 0x00000000 
 
CODE_DESC: dd 0x0000FFFF 
dd DESC_CODE_HIGH4 

DATA_STACK_DESC: dd 0x0000FFFF 
dd DESC_DATA_HIGH4 

VIDEO_DESC: dd 0x80000008 
dd DESC_VIDEO_HIGH4 ; 此时 dpl 已改为 0 

GDT_SIZE equ $ - GDT_BASE 
GDT_LIMIT equ GDT_SIZE - 1 
SELECTOR_CODE equ (0x0001<<3) + TI_GDT + RPL0 
SELECTOR_DATA equ (0x0002<<3) + TI_GDT + RPL0 
SELECTOR_VIDEO equ (0x0003<<3) + TI_GDT + RPL0 

gdt_ptr: dw GDT_LIMIT 
dd gdt_addr 

loader_start: 

;--------------- 准备进入保护模式 ---------------- 
;1 打开 A20 
;2 加载 gdt 
;3 将 cr0 的 pe 位置 1 
 
;----------------- 打开 A20 ---------------- 
in al,0x92 
or al,0000_0010B 
out 0x92,al 

;----------------- 加载 GDT ---------------- 
lgdt [gdt_ptr] 

;----------------- cr0 第 0 位置 1 ---------------- 
mov eax, cr0 
or eax, 0x00000001 
mov cr0, eax 

; 刷新流水线，避免分支预测的影响，这种 CPU 优化策略，最怕 jmp 跳转
; 这将导致之前做的预测失效，从而起到了刷新的作用
jmp SELECTOR_CODE:p_mode_start
[bits 32] 
p_mode_start: 
mov ax, SELECTOR_DATA 
mov ds, ax 
mov es, ax 
mov ss, ax 
mov esp,0x900 
push byte 0x7 
push word 0x8 
push dword 0x9 
jmp $

mov cr0, eax之前都是进入保护模式。

表 4-5 保护模式下 push 指令操作数

下一条指令	下一条的指令的机器码	当前 esp 值
push 0x00000007	6a07	0x00000900
push 0x0008	666a08	0x000008fc
push 0x00000009	6a09	0x000008fa
jmp .-2	ebfe	0x000008f6

这个指令有点没看懂，以后在看吧🥵

全局描述符

段描述符

在保护模式下，真正的地址存储在内存下。既然内存很大，不如多放点信息。

• 实模式下存在问题

  • 用户程序可以破坏存储代码的内存区域，要添加内存段属性来阻止这种行为。
  • 用户程序和操作系统是同一级别的，所有要添加特权级来区分用户程序和操作系统的地位。
  • 访问内存段的必要属性条件
    • 内存段是一片内存区域，访问内存就要提供段基址，所以要有段基址属性。
    • 约束条件
    • 段描述符的结构
      段描述符是 8 字节大小,认为分成来低 32 位和高 32 位
      （保护模式下地址总线宽度是 32 位，段基址需要用 32 位地址来表示。）

• 内存段

• 段界限

  • 表示段边界的扩展最值，即最大扩展到多少或最小扩展到多少。
  • 扩展方向只有上下两种。对于数据段和代码段，段的扩展方向是向上，即地址越来越高。
  • 段界限用 20 个二进制位来表示，单位是用字节，所以最小的大小是4kb（一个字节8个0000-0000，2的32次方），

  上面所说的 1MB 和 4GB 只是个范围，并不是具体的边界值。由于段界限只是个偏移量，是从 0 算起的，所以实际的段界限边界值=

  （描述符中段界限+1）*（段界限的粒度大小：4KB 或者 1）-1。

全局描述符表 GDT、局部描述符表 LDT 及选择子

1. 全局描述符表 GDT

• 一个段描述符只用来定义一个内存段。代码段要占用一个段描述符，数据段和栈段。

• 格式

  lgdt48 位内存数据

  • 48位内存数据分为两部分，前面16位是GDT以字节为单位的界限值。后 32 位是 GDT 的起始地址。
  • 由于 GDT 的大小是 16 位二进制，其表示的范围是 2的16次方等于65536字节。每个描述符大小是8字节，故，GDT中最多可容纳的描述符数量是65536/8=8192个，即 GDT 中可容纳 8192 个段或门。

2. 段的选择子

• 实模式：段中存储的是段基地址，即内存段的起始地址。

• 在保护模式里：由于段基址已经存入了段描述符中，所以段寄存器存放的是段选择子（selector）。选择子基本上是索引值。

• 由于段寄存器是 16 位，所以选择子也是 16 位。

  • 前两位（0～1位）用来储存RPL——请求特权级。（分0,1,2，3，四个特选极）
  • 第2位是TI位，0是GDT中索引描述符，TI为1表示LDT中索引描述符
  • （3～15位）是描述符的索引值，用此值在 GDT 中索引描述符

由于选择子的索引值部分是 13 位，即 2 的 13 次方是 8192，故最多可以索引 8192 个段，这和 GDT中最多定义 8192 个描述符是吻合的。

• 选择子的作用是确定段描述符，确定段描述符的目的，一是特权级和段基地址。

  例如选择子是 0x8，将其加载到 ds 寄存器后，访问 ds：0x9 这样的内存，其过程是：0x8 的低 2 位是RPL，其值为 00。第 2 是 TI，其值 0，表示是在 GDT 中索引段描述符。用 0x8 的高 13 位 0x1 在 GDT 中索引，也就是 GDT 中的第 1 个段描述符（GDT 中第 0 个段描述符不可用）。假设第 1 个段描述符中的 3个段基址部分，其值为 0x1234。CPU 将 0x1234 作为段基址，与段内偏移地址 0x9 相加，0x1234+0x9=0x123d。用所得的和 0x123d 作为访存地址。

打开 A20 地址线

1. 实模式下地址回绕
   由于实模式下地址线是20位，最大地址是1MB,但是“段基址：段内偏移地址”的形式的最大地址是：0xFFFF：0xFFFF（0x10FFEF）。
   但物理内存中却没有与之对应的部分。为了让“段基址：段内偏移地址”策略继续可用，CPU 采取的做法是将超过 1MB 的部分自动回绕到 0 地址

   （相当于把地址对 1MB 求模）

2. 地址回绕是如何做到的

   • 对于只有 20 位地址线的 CPU

     • 其实不需要什么操作就可以实现地址回绕。其实就是进位丢掉🤣

   • 对于8286后续的CPU，通过A20GATE 来控制 A20 地址线。

     • 由于80286有24跟地址线，如果访问 0x100000～0x10FFEF 之间的内存，系统将直接访问这块物理内存，并不会像 8086/8088 那样回绕到 0。
     • A20Gate ：IBM 在键盘控制器上的一些输出线来控制第 21 根地址线（A20）的有效性
       • 如果A20Gate打开，就访问CPU真实物理地址，如果关闭，就绕回。
       • A20Gate开启方式：将端口 0x92 的第 1 位置 1

         in al, 0x92
         or al,0000_0010B
         out 0x92,al 

       • 由于在键盘控制器上，所以用in，out

保护模式的开关，CR0 寄存器的 PE 位

我们要用到 CR0寄存器的第 0 位，即 PE 位，Protection Enable，此位用于启用保护模式，是保护模式的开关，当打开此位后，CPU 才真正进入保护模式，所以这是进入保护模式三步中的最后一步。

PE 为 0 表示在实模式下运行，PE 为 1 表示在保护模式下运行。所以，我们的任务是将此位置 1。

mo eax ,cr0
or eax,ox00000001
mov cr0,eax

终于进入保护模式了！

第一个是 mbr.S，由于 loader.bin 超过了 512 字节，所以我们要把 mbr.S 中加载 loader.bin 的读入扇区数增大，目前它是 1 扇区，为了避免将来再次修改，直接改成读入 4 扇区。

mov cx,4
call re_disk_m_16; 以下读取程序的起始部分（一个扇区）

project/c4/a/boot/mbr.S

52 mov cx,4 ; 待读入的扇区数
53 call rd_disk_m_16 ; 以下读取程序的起始部分（一个扇区）
boot.inc文件也要改，下面是增加部分

;-------------- gdt 描述符属性 -------------

DESC_G_4K equ 1_00000000000000000000000b 
DESC_D_32 equ 1_0000000000000000000000b 
DESC_L equ 0_000000000000000000000b 
; 64 位代码标记,此处标记为 0 便可
 DESC_AVL equ 0_00000000000000000000b 
 ; CPU 不用此位,暂置为 0 
DESC_LIMIT_CODE2 equ 1111_0000000000000000b 
DESC_LIMIT_DATA2 equ DESC_LIMIT_CODE2 
DESC_LIMIT_VIDEO2 equ 0000_000000000000000b 
DESC_P equ 1_000000000000000b 
DESC_DPL_0 equ 00_0000000000000b 
DESC_DPL_1 equ 01_0000000000000b 
DESC_DPL_2 equ 10_0000000000000b 
DESC_DPL_3 equ 11_0000000000000b 
DESC_S_CODE equ 1_000000000000b 
DESC_S_DATA equ DESC_S_CODE 
DESC_S_sys equ 0_000000000000b 
DESC_TYPE_CODE equ 1000_00000000b 
;x=1,c=0,r=0,a=0 代码段是可执行的，非一致性，不可读，已访问位 a 清 0 
DESC_TYPE_DATA equ 0010_00000000b 
;x=0,e=0,w=1,a=0 数据段是不可执行的，向上扩展的，可写，已访问位 a 清 0 
 
DESC_CODE_HIGH4 equ (0x00 << 24) + DESC_G_4K + DESC_D_32 + \ 
DESC_L + DESC_AVL + DESC_LIMIT_CODE2 + \ 
DESC_P+DESC_DPL_0 + DESC_S_CODE +\ 
DESC_TYPE_CODE + 0x00 
DESC_DATA_HIGH4 equ (0x00 << 24) + DESC_G_4K + DESC_D_32 +\ 
DESC_L + DESC_AVL + DESC_LIMIT_DATA2 + \
DESC_P + DESC_DPL_0 + DESC_S_DATA + \ 
DESC_TYPE_DATA + 0x00 
DESC_VIDEO_HIGH4 equ (0x00 << 24) + DESC_G_4K + DESC_D_32 +\ 
DESC_L + DESC_AVL + DESC_LIMIT_VIDEO2 + DESC_P + \ 
DESC_DPL_0 + DESC_S_DATA + DESC_TYPE_D ATA + 0x00 

;-------------- 选择子属性 --------------- 
RPL0 equ 00b 
RPL1 equ 01b 
RPL2 equ 10b 
RPL3 equ 11b 
TI_GDT equ 000b 
TI_LDT equ 100b 

在保护模式中，我们还是学习 Linux 等主流操作系统的内存段，用平坦模型。

平坦模型在我们定义的描述符中，段基址是 0，段界限*粒度等于
4G。粒度我们选的是 4k，故段界限是 0xFFFFF。

loader.S 文件保护模式

刷新流水线。这是啥意思呢?
流水线是 CPU 为提高效率而采取的一种工作方式，CPU 将当前指令及其后面的几条指令同时放在流水线中重叠执行。

处理器微架构简介

流水线

如果改为并行的方式砸钉子，效率必然大大提高。

取钉子的方式，那么对于编译7️⃣

乱序执行

乱序执行，是指在 CPU 中运行的指令并不按照代码中的顺序执行，而是按照一定的策略打乱顺序执行，也许后面的指令先执行，当然，得保证指令之间不具备相关性

比如说下面就没法打乱顺序，因为要知道eax才能进行add加法。

mov eax,[0x1234]
add eax,ebx

修改一下

mox eax,[0x1234]
add ecx,ebx

这样就可以 乱序执行了，因为ecx和eax之间没有依赖关系。
拿保护模式中的栈来说，push eax 相当于：

sub esp,4
mov [esp],eax

push 指令先将栈指针 esp 减去操作数的字长，如 sub esp,4。
再将操作数 mov 到新的 esp 指向的地址，如 mov [esp],eax。
这两个子操作合成了一个指令，其中每一个子操作称为微操作。

有20%的指令占80%的程序指令数（那里都有82定律）。这些基本都不可再分的指令叫做微操作级别指令

缓存

缓存原理是存取速度较快的设备作为数据缓冲区，避免频繁操作速度较慢的设备，从而提高效率。

原因是低速存储设备是整个系统的瓶颈，缓存用来缓解“瓶颈设备”的压力。

这些缓存都是在内存 DRAM 中实现的，即动态随机访问存储器

这些数据要么在数据库里面，要么在硬盘上，速度肯定比内存慢，所以用内存来缓存这些数据，提高效率。

CPU 为什么要用缓存？因为待执行的指令和相关数据存储在低速的内存中，让 CPU 这种高速设备等待慢速的内存，着实太浪费 CPU 资源了。所以需要用一个比内存更快的存取设备做缓冲区，尽量和 CPU 一个速度，让 CPU 不要等待。于是 SRAM 成了 CPU的救世主，成为 CPU 和内存之间数据缓存的不二之选。

分支预测

分支预测，是指 CPU 预测下一条指令的地址，并提前将指令取到指令缓存中，从而提高指令的执行效率。

比如说c语言里的if for这种语句编译器会编译成汇编代码后，在汇编一级来说，这些结构使用跳转指令来实现的。

void main()
{
    int i=0;
    while(i<10)
    {
        printf("%d\n",i);
        i++;
    }
}

gcc -S -o ～/test/while.S ～/test/while.c 回车，

这个生成的汇编语言并不是我们熟悉的 Intel 语法，而是 AT&T 语法。

预测方法：最简单的是使用2位预测法。

使用远跳转指令清空流水线，更新段描述符缓冲寄存器

jmp dword SELECTOR_CODE:p_mode_start

在mbr.S里面，进入保护模式的时候要用这个刷新流水线。为什么要刷新流水线呢？

1. 段描述符缓冲寄存器没有刷新，进入保护模式要用jmp刷新。

• 由于实模式下的段基址只有 20 位，所以段描述符缓冲寄存器中的低 20 位有效，用于存储段基址，其他位都为 0.

2. 流水线中指令译码错误

• 如果未使用 bits 伪指令来设置运行环境，编译器就将代码按照 16 位实模式编译。
• [bits 32]会让之后变成32编译的格式，否则默认是16位编译的格式。流水线预计的还是使用16位的操作码来搞的。

保护模式之内存段的保护

向段寄存器加载选择子时的保护

当引用一个内存段时，实际上就是往段寄存器中加载个选择子，为了避免出现非法引用内存段的情况，在这时候，处理器会在以下几方面做出检查。

1. 检测选择子的值验证段描述符是否超越界限

选择子的高 13 位是段描述符的索引值，第 0～1 位是 RPL，第 2 位是 TI 位。

• 的索引值一定要小于等于描述符表（GDT 或 LDT）中描述符的个数.

处理器先检查 TI 的值，如果TI 是 0，则从全局描述符表寄存器 gdtr 中拿到 GDT基地址和 GDT 界限值。如果 TI 是 1，则从局部描述符表寄存器 ldtr 中拿到 LDT 基地址和 LDT 界限值。有了描述符表基地址和描述符表界限值后，把选择子的高 13 位代入上面的表达式，若不成立，处理器则抛出异常。过程如图 4-16 所示。
2. 检查段的类型
主要是检查段寄存器的用途和段类型是否匹配。

• 如果段寄存器是 cs，则段类型必须是代码段。
• 只具备执行属性的段（代码段）不允许加载到除 CS 外的段寄存器中
• 如果段寄存器是 ds、es、fs、gs，则段类型必须是数据段。（可读属性）
• 如果段寄存器是 ss，则段类型必须是堆栈段。（可写属性）

代码段和数据段的保护

实际的段界限的值：
(描述符中段界限+1)*（段界限的粒度大小：4k 或者 1）-1。

偏移地址+数据长度-1≤实际段界限大小