在上一篇著作中，咱们照旧顺利的从实花样，过渡到了保护花样。
保护花样与实花样最实质的永诀即是：保护花样使用了全局形色符表，用来保存每一个体式(bootloader，操作系统，应用体式)使用到的每个段信息：驱动地址，长度，以过甚他一些保护参数。
这篇著作，咱们来看一下 bootloader 是怎样来进行自我进化到保护花样的，然后深切看一下保护花样是怎样对内存进行安全保护的。
作为配景学问，咱们先来看一下 x86 中的地址变换流程：
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x86 处理器中的分页机制是不错被关闭的，此时线性地址就等于物理地址，这亦然咱们一直酌量的情况。
下一篇著作，咱们就把 x86 中的分页机制掀开，并与 Linux 中的分段和分页机制进行对比。
实花样：bootloader 为体式计算段的基地址在之前的著作：Linux从新学06：16张结构图，透彻清晰【代码重定位】的底层旨趣中，咱们酌量了 bootloader 是怎样把应用体式读取到内存中，终末跳入到体式的进口地址的。
这里所说的体式，不错是操作系统，也不错是应用体式。
底下这张图，是体式被加载到内存中之后，header 中的信息：
因为体式是被 bootloader 动态读取到内存中的，它是不知谈我方被放在内存中的什么位置，因此它也不知谈我方代码段、数据段、栈的驱动地址。
然则，体式要思约略宽泛膨胀，就必须要知谈这些信息，那怎样办?
惟有 bootloader 智商处治问题，因为是它来把体式从硬盘加载到内存中的。
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这么的话，体式驱动膨胀时，就不错从我方的 header 中得到到这 3 个段基地址，而况赋值给相应的寄存器，从而顺利的膨胀体式。
也即是说：体式的 header 空间，充任了 bootloader 与它进行信圮绝互的引子，用来传递 3 个段寄存器的基地址。
以上的这个流程，一直职责在实花样，因此就莫得段形色符什么事情。
在以后著作中，咱们还会看到在保护花样下，bootloader 仍然会应用 OS 的 header 空间，来传递段的索引号。然后 OS 应用这个段索引号，去查找 GDT 表，从而找到每一个段的基地址以过甚他一些保护信息。
保护花样：bootloader 为我方创建段形色符bootloader 从 BIOS 罗致系统之后，刚驱动是运行在实花样下的。
当它完成一些准备职责之后，就不错参预保护花样了，也即是把 CR0 寄存器的 bit0 诞生为 1。
博彩竞猜这个准备职责中，最进攻的即是：建树 GDT 这个表，而况把 GDT 的驱动地址，存储到寄存器 GDTR 中。
底下这张图，是 bootloader 被加载到内存中的布局图：
bootloader 被加载到 0x0000_7C00 地址处。
它最少需要创建 3 个段形色符：代码段、数据段和栈段。
详情 GDT 的地址在创建段形色符之前，需要先详情: 把 GDT 表放在内存中的什么位置?
暂且就把它放在 0x0001_0000 这个地址吧，距离零地址 64K 的位置。
皇冠体育提现按照处理器的条目，在第 1 个表项(称之为 item 或者 entry，每本书上都不相似)必须为空形色符(index = 0)。
bootloader 的代码放在 0x0000_7C00 驱动的地址，长度是 512B。
把柄这些信息，就不错构造出代码段的形色符了：
bootloader 待会需要把操作系统或其他应用体式，从硬盘读取到内存中，举例：读取到 0x0002_0000 的位置。
那么 bootloader 就必须约略打听到这个位置，而况是以数据段的读写面貌。
为了应用一皆的 4G 内存空间，bootloader 不错把这 4G 空间，作为一个数据段来界说它的形色符，如下：
表面上，bootloader 不错使用内存中的纵情一块舒畅空间，来作为我方的栈。
因为栈在 push 操作的工夫，是向低地址处所增长的。
因此好多竹素都会把栈顶基地址诞生为 bootloader 的驱动地址，欧博会员注册也即是 0x0000_7C00 地址处，而况把栈的空间大小截止在 4K 的限制。
把柄以上这些信息，就不错创建出栈的段形色符，如下：
当以上这几个段的形色符都创建好之后，就不错把 GDT 的地址(0x0001_0000)，诞生到 GDTR 寄存器中了。
终末，再把 CR0 寄存器的 bit0 诞生为 1，就正经的参预保护花样来膨胀 bootloader 中背面的代码了。
段形色符是怎样确保段的安全打听的? 段寄存器高速缓存参预保护花样之后，天然对段寄存器中内容的阐述注解改造了，然则膨胀每一条提醒，如故需要使用到这些段寄存器的: cs, ds, ss等等。
思象一下：每膨胀一条提醒，都会从逻辑地址中，得到到段索引号，然后去查找 GDT 表，从而定位到段的基地址。
人人都知谈体式有个“局部性”旨趣，也即是运动膨胀的代码，都是汇集在一段运动的体式空间中的。
这个运动的体式空间，它们都是在并吞个代码段中，因此段的基地址都是疏浚的，那么它们都属于 GDT 中并吞个代码段形色符所代表的段空间。
如若每一条提醒都去查表，就会影响到体式的膨胀成果。
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是以，处理器里面就为每一个段寄存器，安排了一个高速缓存。
拿代码段寄存器 cs 来说：当膨胀一条提醒的工夫，如若它与上一条提醒中的段索引号不同，才会把柄新的段索引号到 GDT 中查找相应的段形色符表项。
查找到之后，就把这个表项的内容复制到 cs 寄存器的高速缓存中。
当不时膨胀背面的提醒时，如若逻辑地址中的段索引号莫得变化，处理器就径直从高速缓存中读取段形色，从而幸免了查表操作，擢升了系统成果。
对段寄存器本人的保护当逻辑地址中段寄存器的索引号改造时，就会把柄新的索引号，到 GDT 中去查表。
天然了，这个索引号不可跳跃 GDT 的范围。
当定位到某一个形色符表项之后，就驱动进行一系列查验。
再来看一下每一个段形色符中 8 个字节的内容：
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bit8 ~ bit11 界说了现时这个段的类型。
幸运快艇真人百家乐假如: 咱们在切换代码段空间的工夫，不贯注犯错，定位到了 GDT 中的一个数据段形色符表项，那么处理器就约略实时发现：
“现时这个段形色符的类型是数据段，你却把它手脚念代码段来使用，回绝，杀无赦!”
爱情ag亚游是不是倒闭了因此，处理器就会远离把这个段形色符复制到代码段的高速缓存中，从而对代码段寄存器进行了保护。
对段范围的查验在通过了第一层的段类型保护之后，还会不时对段的范围进行查验，这就要使用到逻辑地址中的偏移地址( EIP )了。
如若偏移地址跳跃了形色符中步调的范围，那么就阐述发生无理了。
举例：在 bootloader 的代码段形色符中，最大的范围是 512B，如若把 EIP 诞生为 0x0000_1000，那就敬佩无理了。
因为这个地址根本就不属于代码段的空间限制。
关于数据段来说相比有真义，因为咱们把数据段形色符的基地址诞生为 0x0000_0000，段的范围是悉数 4G 的空间，是以它不错对悉数内存进行操作。
多思一步：
代码段亦然属于这 4G 空间，因此不错通过数据段，来改写代码段空间中的提醒内容。
也即是说：如若你思修改代码段的提醒，径直通过代码段来操作是不不错的。
因为代码段形色符中步调了：代码段的内容只可被读取、膨胀，然则不可被写入。
此时，就不错别具肺肠：代码段也放在 4G 的空间，那么就不错通过数据段的可写特质，来改写代码段中的提醒。
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思一思 gdb 的调试流程，是不是就应用了这个真义真义?