4、保護模式以內存分段管理機制

    以個人理解，內存的分段管理機制，就是人爲的把內存分紅幾個小段（Segment），各段獨立使用。

    爲何要把內存分紅不少小段使用呢？緣由一是要多個程序同時運行：開QQ勾搭妹子，開網易雲音樂聽歌，開瀏覽器看網頁。。。。。。好幾個程序一塊兒開着呢！若是幾個程序都用同一塊內存，那就亂了！因此，把內存分紅幾段：QQ用一段，別的程序不能訪問；網易雲音樂用另外一段，其餘程序也不能訪問。。。。。。緣由二是不一樣程序的權力不同：操做系統能夠啓動、關閉應用程序，應用程序可不能對操做系統指手畫腳，也就是各段內存的被訪問權限是不一樣的。

    很明顯，要準肯定義一個段要三個參數：該段從物理內存的哪一個位置開始（段開始的實際內存地址）、該段佔用多大的內存空間（段的長度）、該段能被哪些程序訪問（段的屬性），用專業術語說就是段基址（Segment Base）、段界限（Segment Limit）、段屬性（Segment Attritbute）。

    用一個數據結構來描述段的三個屬性，這個數據結構就叫段描述符（Descriptor）。因爲歷史的緣由（爲了和80286兼容），這個數據結構看起來至關糾結：三個參數居然不各自獨立連續存放，而是被拆開混存的！

; 段描述符圖示

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;  ------ ┏━━┳━━━┓內存高地址

;            ┃ 7 ┃ 段  ┃

;            ┣━━┫ 基  ┃

;            ┆    ┆ 址  ┆

;  字節   ┆    ┆ 高  ┆

;   7       ┣━━┫ 8   ┃

;            ┃ 0 ┃ 位 ┃

;  ------ ┣━━╋━━━┫

;            ┃ 7 ┃ G  ┃

;            ┣━━╉━━━┨

;            ┃ 6 ┃D/B┃

;            ┣━━╉━━━┨

;            ┃ 5 ┃ 未  ┃

;            ┣━━┫ 定  ┃

;            ┃ 4 ┃ 義  ┃

;  字節   ┣━━╉━━━┨

;   6       ┃ 3 ┃      ┃

;            ┣━━┫ 段  ┃

;            ┃ 2 ┃ 界  ┃

;            ┣━━┫ 限  ┃

;            ┃ 1 ┃ 高  ┃

;            ┣━━┫ 4   ┃

;            ┃ 0 ┃ 位  ┃

;  ------ ┣━━╋━━━┫

;            ┃ 7 ┃ P   ┃

;            ┣━━╉━━━┨

;            ┃ 6 ┃ D   ┃

;            ┣━━┫ P   ┃

;            ┃ 5 ┃ L   ┃

;            ┣━━╉━━━┨

;            ┃ 4 ┃ S   ┃

;  字節   ┣━━╉━━━┨

;   5      ┃ 3 ┃      ┃

;           ┣━━┫ T   ┃

;           ┃ 2 ┃ Y   ┃

;           ┣━━┫ P   ┃

;           ┃ 1 ┃ E   ┃

;           ┣━━┫      ┃

;           ┃ 0 ┃      ┃

;  ----- ┣━━╋━━━┫

;           ┃23┃     ┃

;           ┣━━┫     ┃

;           ┃22┃ 段 ┃

;           ┣━━┫ 基 ┃

;           ┆    ┆ 址 ┆

;  字節  ┆    ┆ 低 ┆

; 2，3  ┣━━┫ 24 ┃

;   4      ┃ 1 ┃ 位 ┃

;           ┣━━┫     ┃

;           ┃ 0 ┃     ┃

;  ----- ┣━━╋━━━┫

;           ┃15┃     ┃

;           ┣━━┫     ┃

;           ┃14┃ 段 ┃

;           ┣━━┫ 界 ┃

;           ┆    ┆ 限 ┆

;  字節   ┆    ┆ 低 ┆

;  0，1   ┣━━┫ 16┃

;            ┃ 1 ┃ 位 ┃

;            ┣━━┫     ┃

;            ┃ 0 ┃     ┃

;  ------ ┗━━┻━━━┛內存低地址

    段基址和段界限好理解。段屬性包含的內容好多，今天先跳過無論，之後再補吧！

   從上面的宏知道一個段描述符長 8 字節，即 8 * 8 = 64 位。若是直接經過一個 64 位的段描述符來引用一個段的時候，就必須使用一個 64 位長的段寄存器裝入這個段描述符。但Intel爲了保持向後兼容，將段寄存器仍然規定爲 16 位，找不到 64 位長度的段寄存器來直接引用 64 位的段描述符。怎麼辦？

    既然內存被分紅了不少段，每一個段都由一個段描述符定義，這些個數量不定的段描述符能夠用線性表來存儲。這個存放描述符的線性表就叫段描述符表（Descriptor Table）。要引用描述符表中的某一項，只要知道該描述符在描述符表中的序號就行，即描述符索引（Index），專業術語叫段選擇子（Segment Selector）。如今好辦了，舊的 16 位段寄存器就能夠經過將段寄存器中的值做爲下標索引來間接引用 64 位的段描述符了。

    實際上，段選擇子裏除了放了描述符索引以外，還存了描述符表指示位（Table Index）、請求特權級（Requested Privilege Level）。一個段選擇子 16 位，低 2 位（第0、1位）存放請求特權級，用於特權檢查；第 2 位存放描述符指示位，= 0 表示從全局描述符表中讀取描述符， = 1 表示從局部描述符表中讀取描述符；高 13 位存放描述符索引，即描述符在描述符表中的序號。管理所有物理內存的描述符表叫全局描述符表（Global Descriptor Table，GDT）。實際上，在 GDT 中存放的不只僅是段描述符，還有其它描述符。

    還有兩個問題，描述符表和段選擇子放在哪裏呢？怎麼訪問呢？

    描述符表必然是放在內存裏的，並且能夠被放在內存的任何位置。實際上全局描述符表自己也佔用一個內存段，只不過這個段比較特殊，不能用一個段描述符定義後做爲一個表項存放到別的描述符表中去。全局描述符表須要在定義後，程序員本身保存其基址和界限。有一個寄存器 GDTR 專門用來存放 GDT 的入口地址，能夠經過 LGDT 指令將 GDT 的入口地址裝入此寄存器，CPU 根據此寄存器中的內容做爲 GDT 的入口來訪問 GDT。

    段選擇子存放在段寄存器裏！實模式下段寄存器裏存放段地址，保護模式下段寄存器裏存放段選擇子，段寄存器的值就是段選擇子。要訪問內存的某個段，先要把該段的選擇子加載到某一個段寄存器。CPU 提供了 6 個段寄存器：CS、DS、SS、ES、FS、GS，即同一時刻有 6 個段可供當即訪問。實際上每一個段寄存器都支持某種特定類型（代碼、數據、堆棧）的內存引用：代碼段 CS，數據段 DS，堆棧段 SS，輔助數據段 ES、FS、GS。

    有兩點建議：

一、LDT 只是一個可選的數據結構，你徹底能夠不用它。使用它或許能夠帶來一些方便性，但同時也帶來複雜性，若是你想讓你的OS內核保持簡潔性，以及可移植性，則最好不要使用它。

二、若是一個 OS 不使用虛擬內存，段模式會是一個不錯的選擇，無需考慮頁模式（實際是段頁模式）。

    在啓動階段只須要初步設置一下 GDT，等真正進入保護模式，啓動了 Kernel 以後，具體 OS 打算如何設置 GDT，使用何種內存管理模式，由 Kernel 自身來設置，啓動只須要給 Kernel 的數據段和代碼段設置所有線性空間就能夠了。