segmentation和保护模式（二）
分段模式和保护模式（二）
上文讲到了segment descriptor，把这些descriptors放在一起（在内存里连续分布），就构成了GDT（Global Descriptor Table），所以GDT也可以被称为段（描述符）表。
页表的首地址是存储在CR3寄存器中的，类似的，GDT的首地址存在GDTR寄存器中。页表的查找是通过使用虚拟地址作为index，而GDT的查找使用的是segment selector。
要找到某个page中的一个byte，得先通过虚拟地址的前面20位（以32位系统2级页表，4KB的page为例），查找页表得到物理页面号，再通过虚拟地址的后12位作为偏移（offset），在物理页面中找到对应的byte。
类似的，要找到某个segment的一个byte，得先通过segment selector，查找GDT得到segment的基址（base），再通过一个offset，在该segment中找到对应的byte。那segment selector又是从哪些获取的呢？
x86中有6个专门的寄存器CS, DS, ES, FS, GS, SS来存放这些selectors（拿专门的寄存器来放selector，主要是为了加快获取selector的速度），CS里存放的selector是指向GDT中code段的描述符，SS里存放的selector是指向GDT中stack段的描述符，DS里存放的selector是指向GDT中data段的描述符。
ES（Extra）, FS, GS（FS和GS是80386引入的，是ES的克隆产品）既可以指向code，也可以指向data，但实际应用中大多是指向data，等同于DS（从属性上来说，heap, bss都算是data段，所以可能data需要的段比较多吧）。
一个segment seletor的构成如下（16个bit）：
index就是在GDT中查找的索引，占13位，因此GDT最大可以有 2^{13}=8192 个entries。
TI表示要查的表是GDT还是LDT（Local Descriptor Table）。GDT是所有task共享的，是必须要有的，而LDT是task单独拥有的，是可选的，有点类似于linux中进程的page table是单独拥有的，而kernel的page table是所有进程共享的，但在segmentation的实际应用中，LDT较少被使用。
说到RPL (Requested Privilege Level)，还得提到另一个概念，叫CPL (Current Privilege Level) 。CPL是放在CS和SS中的，它只会在当前运行的特权级别更改的时候（比如从用户空间trap到内核空间）被更改，而RPL是软件设置的。
如果要访问的数据也在当前segment，就不需要切换segment，这时的jmp跳转被称作near jump（直接给出offst即可），与之相对的是要重新查找GDT，切换segment的far jmp（需要给出segment和offset）。
jmp eax ; Near jump
jmp 0x10:eax ; Far jump对于CS，只有RPL和CPL的值都小于上文介绍到的segment descriptor里的DPL，也就是特权级别高于要访问的segment要求的级别才可以。在切换segment的时候，需要将新的segment selector放入segment register，此时CPU会进行根据公式 MAX(CPL, RPL)<= DPL 来进行这一检查，
出于一些特殊用途的考虑，RPL的值可以设置的比DPL低，但是在访问 segment的时候是无效的，还得听CPL的。只有RPL的值大于DPL，也就是主动降低级别时（也是出于其他用途，在此不展开），RPL才有效。下图中，实线部分的访问（A和B访问E）是被允许的，而虚线部分的访问（C和D访问E）是被禁止的。
对于SS, RPL, DPL, CPL的值必须完全一样。
介绍完这些bit field的含义，来看一段实际的设置代码：
mov ax, 0x10
mov ds, axx86里不能把立即数直接往DS里送，得通过AX中转一下（好在AX这个中间商没有赚差价）。代码执行完后DS寄存器中的值应该为0x10，表达为二进制的对应关系如下：
则DS中的selector指向的是GDT中的第三个entry（index从0开始算）。
同样的segement:offset的logical address格式，这时表达的linear address就不再是"segment<<4 + offset"，而是"segment base (found from GDT[segment selector]) + offset"了。
80286中的segment register不再直接指向segment，而是要经过一个GDT查表的过程，而GDT表中的的segment descriptor有limit和各种权限检测位，起到了对地址访问的保护作用，所以这种内存访问被称作保护模式（protected mode）。
所有task共用GDT，岂不是task A也可以访问到task B的segment了？理论上是可以的，但是每个task用的segment descriptor，都是操作系统来建立的，建立好之后某个task只能访问为它分配的那几个segments。所以，保护模式下的segmentation机制既提供了不同属性的segment之间的隔离，也提供了多任务环境下不同task之间的隔离。
番外 - segmentation中的TLB
Paging机制里有为了加快查找速度，缓存页表项的TLB，同样，在segmentation里也有类似的硬件单元。每当一个segment seletor被载入segment register中， 表明该segment当前正在被访问，则将该segment seletor指向的segment descriptor存入专门的nonprogrammable register中（可理解位描述符缓存）。
一个segment register对应一个nonprogrammable register，所以只要segment register中的内容没有发生变化，CPU就不需要去查找GDT，直接从nonprogrammable register获取segment的地址。
segmentation的机制介绍完了，那它和paging机制是怎么共存和交互的呢？请看下文分解。
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