保护模式 段描述符 页
保护模式
段寄存器（96位）
ES CS SS DS FS GS LDTR TR
cs 为代码段寄存器，一般用于存放代码；
通常和IP 使用用于处理下一条执行的代码
cs:IP
基地址：偏移地址
cs地址对应的数据 相当于c语言中的代码语句
ds 为数据段寄存器，一般用于存放数据；
ds地址对应的数据 相当于c语言中的全局变量
ss 栈段寄存器，一般作为栈使用 和sp搭档；
ss地址对应的数据 相当于c语言中的局部变量
ss相当于堆栈段的首地址 sp相当于堆栈段的偏移地址
es 为扩展段寄存器；
在96位中，只有16位是可见的（Selecter）
struct SetVent
{
WORD Selector; //16位
WORD Attributes; //16位
DWORD Base; //32位Base
DWORD Limit; //32位Limit
}
段寄存器成员简介
GDT(全局描述符表) LDT(局部描述符表)
当执行类似MOV DS,AX指令时，由AX决定查哪张表，在什么位置，查多少数据；
段描述符
P位：1 段描述符有效 0 段描述符无效
Attributes：高四个字节，8位到23位
Base：由3部分组成，详情看上图；
Limit：由俩部分组成，见上图；但是还会受G位影响，G位0，Limit单位为字节，位000FFFFF； G位是1时，单位为4kb（1kb=1024,以0开始，要减1，换成16进制位FFF）FFFFFFFF
S位：1 代码段或者数据段描述符；0 系统段描述符；
S=0时的TYPE域
S=1时的TYPE域
（数据段A：是否被访问，W是否可写，E为拓展为,1为向下拓展，反之向上拓展，C为一致位，分为一致代码段和非一致代码段）
分别为向上拓展和向下拓展，红色部分为有效位
结合段描述符表可知，第一位的第5个字位9或者f就是代码段或数据段
要想确定是代码段还是数据段，看TYPR的第11位，为0是数据段，1为代码段；如果第六个16进制数大于8，就一定是一个代码段，反之位数据段；
DB位
对3个段有影响
段选择子
RPL：请求特权级别
Index:处理器将索引值乘以8在加上GDT或者LDT的基地址，就是要加载的GDT表的位置；
例：001B=0000 0000 0001 1011；前俩位11表示RPL；0表示查GDT表，剩下的位为3，
所以往后数4位就是查的位置（从0开始）；
加载段描述符到段寄存器
除了mov,还有LES,LSS,LDS,LFS,LGS修改
（cs位代码段，cs修改会导致EIP变化，想要修改cs就要修改EIP）
代码间跳转
俩种情况：要跳转的段是一致代码段还是非一致代码段
同时修改CS和EIP的指令有：JMP FAR/CALL FAR/RETF/INT/IRETED
(只改变EIP的指令：JMP/CALL/JCC/RET)
四种情况下可跳转：代码段，调用门，TSS任务段，任务门；
权限检查：
非一致代码段：CPL==DPL && RPL <= DPL;
一致代码段：CPL>=DPL（希望应用层直接访问就用一致代码段）
总结：
一致代码段（共享的段）：特权级高的程序不允许访问特权级低的程序，但是特权级低的程序允许访问代码段高的程序
非一致代码段：只允许同级访问，绝对禁止不同级别访问；
短调用
指令格式：CALL 立即数/寄存器/内存
发生改变的寄存器：ESP EIP
长调用
跨段不提权
指令格式：CALL CS:EIP
发生改变的寄存器：EIP ESP CS
跨段并提权：
指令格式:CALL CS: EIP
发生改变的寄存器：ESP EIP CS SS
总结：跨段调用时，一旦有权限切换，就会切换堆栈；
CS的权限一旦改变，SS的权限也要发生改变，CS和SS的等级要保持一致；
JMP FAR只能跳转到同级非一致代码段，但CALL FAR可以通过调用门提权，提升CPL权限；
调用门
指令格式：CALL CS:EIP
执行步骤：1，根据CS的值查GDT表，找到段描述符，这个描述符是一个调用门；
2，在描述符中存储另一个代码段的选择子；
3，选择子指向的段 段.Base+偏移地址 就是真正要执行的地址。
门描述符
（Segment Selector指向段的Base+俩个Offset in Segment的偏移；DPL的值除了00，就是11）
构造一个调用门（无参数）
0000EC00 00080000，黄标位写入内容的地址，用vs看
有参数：0000EC00 00080003(参数需要自己PUSH)
中断门
IDT：中断描述符表；每个描述符表占8个字节，但是IDT表的第一个元素不是NULL；
中断门不允许传参数
陷阱门和中断门几乎是一样的，只有描述符结构体的8位到11位是1111，而中端门是1110
中断门执行四，将IF位清零，但是陷阱门不会；（IF影响可屏蔽中断）
任务门
任务门执行过程：
INT N查IDT表，找到中断门描述符在查GDT表，找到任务段描述符使用TSS的值修改寄存器RETD返回；
TSS：
是一快内存，大小104字节，有各种寄存器和段寄存器；当CPU向使用TSS的值时，通过TR寄存器找到TSS；TSS描述符只能通过任务寄存器TR在GDT中解锁，即只有TR可作为TSS的段选择器；
确定位置：
CPU可以通过 gdtr 寄存器来知道 GDT表在哪里，通过 idtr 寄存器知道 IDT 表在哪里。实际上，CPU是通过 tr 寄存器来确定 TSS 的位置的。
TSS描述符
当S=0, TYPE=1001或者TYPE=1011的时候，表示这是一个TSS段描述符。当TSS段没被加载进 tr 寄存器时，TYPE=1001，一旦TSS被加载进 tr 寄存器，TYPE就变成了1011.
TSS作用
保存0环、1环和2环的栈段选择子和栈顶指针
一次性切换一堆寄存器
把当前所有寄存器（TSS结构中有的那些寄存器）的值填写到当前 tr 段寄存器指向的 TSS 中
把新的 TSS 段选择子指向的段描述符加载到 tr 段寄存器中
把新的 TSS 段中的值覆盖到当前所有寄存器（TSS结构中有的那些寄存器）中
页的机制
10-10-12分页
1，物理内存
如下指令：MOV eax,dword ptr ds:[0x123456]
其中，0x12345678是有效地址；ds,Base+0x123456是线性地址
2．设置分页方式（10-10-12）
例：000AA8A0
0000 0000 0000 0101 0101 8A0
0000 0000 00 (0)
0001 0101 01 (AA)
8A0
将虚拟机boot.ini文件的第一个系统选项noexecute改成execute，然后重启；
3．找物理地址
每个进程都有一个CR3，这是唯一一个储存物理地址的寄存器，一共4096个字节；
物理内存查看指令：第一级：！dd CR3+0(第一级的CR3通过！process 0 0查看；第二级：！dd CR3+AA4；第三级：！dd CR3+8A4;
（注：除了第一级，每级开始前的CR3都要去掉后三位的属性位置才是正确的位置）
4.PDE和PTE
PTE特征：PTE可以没有物理页，PTE可以指向同一个物理页，但是，一个PTE不能有多个物理页；
0地址之所以不能读写，是因为没有物理页，挂个有效物理页就能够读写了，那么，什么情况下是有效物理页呢？
5.物理页的属性
物理页的属性=PDE属性&PTE的属性
如果P位&后的结果为零，那么这个物理页就是无效物理页
（char* str=”hello word”,不能通过指针修改的原因是页的性质，属性是只读的；办法：在PDE和PTE里修改R/W位）
U/S位：0 特权用户 1 普通用户
P/S位：支队PDE有意义，当PS=1时，PDE直接指向物理页，没有PTE；
A位：是否被访问过，是就置一；
D位：是否被写过，写过置1；
拆分C0300000（页目录基址）
结论：C0300000就是PDE的基址，，如果想访问第N个PDE，就会有C0300000+N4
C0300000指向PDE表，但是他本身也是一张PTT表，也是一张物理页；
有了这张表,就可以修改任何页目录表；但如果要设置某个线性地址的PDE和PTE，还需要能够访问PTT表，如何访问呢？
C0000000根据101012分页后，得到的物理页就是第一个PTT表
C0001000根据101012分页后，得到的物理页就是第二个PTT表
访问PTE的公式：0xc0300000+PDI4
访问PTT的公式：0xc0000000+PDI4096+PTI4
2-9-9-12分页
来历：由于4GB的物理地址范围无法满足要求，提出29912分页，又称PAE（物理地址扩展）分页；
只要确定了是4KB，就确定了12，PTT和PDE都是512位，需要9位又可以索引到；2就是拓展之后的；
开启PAE
原来的物理地址指向的地址发生改变，指向了PDPTE（Page Directory Point Table Entry）表,页目录指针表项，每项占8个字节；
结构：
35—12存储的是页目录表的基址，低12位补0。共36位，即页目录基址；
PDE结构
PS位是第7位；
PTE结构
XD标志位（AMD称为NX，即No Excetion） 为了防止溢出漏洞，Intel做了硬件保护，就是这个不可执行位，XD=1时，软件溢出了也没关系，是不可执行的；