Windows保护模式学习笔记（一）—— 段寄存器GDT表
Windows保護模式學習筆記（一）—— 段寄存器&GDT表
- 保護模式
- 參考書籍：
- 一、段寄存器
- 段寄存器的結構
- 段寄存器的讀寫
- 段寄存器的屬性
- 1）探測Attribute：
- 2）探測Base：
- 3）探測Limit：
- 二、GDT表與LDT表
- GDT表
- 1）段描述符
- 段描述符的屬性
- 段描述符與段寄存器結構的對應關系
- 2）段選擇子
- 加載段描述符到段寄存器
- 段權限檢查
- 1） CPU分級概念
- 2） 進程特權級別
- 當前特權級（CPL）
- 請求特權級（RPL）
- 3）數據段的權限檢查
保護模式
X86 CPU的三個模式：實模式、保護模式和虛擬8086模式。
參考書籍：
《Intel白皮書第三卷》
一、段寄存器
什么是段寄存器？
當我們用匯編讀寫某一個地址時：
mov dword ptr ds:[0x123456], eax我們真正讀寫的地址是：
ds.base + 0x123456段寄存器有幾個，有哪些？
有八個，分別是：
ES CS SS DS FS GS LDTR TR段寄存器的結構
結構圖表示：
結構體表示：
段寄存器的讀寫
讀：MOV AX,ES
寫：MOV DS,AX
注意：段寄存器在讀的時候只讀16位，但寫的時候會寫入96位！
思考：如何證明向段寄存器寫入時寫了96位？
段寄存器的屬性
屬性圖：
圖中紅色字體部分在不同環境中可能不同
1）探測Attribute：
在編輯器中嘗試編譯并執行以下代碼：
int var = 0; __asm {mov ax,ss // 此處不能為CS CS可讀 可執行 但不可寫mov ds,axmov dword ptr ds:[var],eax }編譯器能成功編譯上述代碼，并且程序運行過程中沒有報錯
再在編輯器中嘗試編譯并執行以下代碼：
int var = 0; __asm {mov ax,cs // SS 改成了 CSmov ds,axmov dword ptr ds:[var],eax }編譯器能成功編譯上述代碼，但程序運行過程中報錯
上面的兩個例子說明段寄存器的Attribute在寫入時會被更改！
2）探測Base：
在編輯器中嘗試編譯并執行以下代碼：
int var = 1; __asm { mov ax,fs mov gs,ax mov eax,gs:[0] // 不要使用DS 否則編譯不過去mov dword ptr ds:[var],eax // = mov edx,dword ptr ds:[0x7FFDF000] }編譯器能成功編譯上述代碼，并且程序運行過程中沒有報錯
說明段寄存器的Base在寫入時會被更改！
3）探測Limit：
int var = 1; __asm { mov ax,fs mov gs,ax mov eax,gs:[0x1000]// 訪問的地址相當于下面這行注釋的代碼 但DS的Limit是0xFFFFFFFF// mov eax,dword ptr ds:[0x7FFDF000+0x1000]mov dword ptr ds:[var],eax }編譯器能成功編譯上述代碼，但程序運行過程中報錯
這是因為 FS 段寄存器的 Limit 為 0xFFF，而我們輸入的段偏移為0x1000
思考：段寄存器在寫入時，只給了16位，剩下的80位填什么？數據從哪里來？
二、GDT表與LDT表
GDT：全局描述符表
LDT ：局部描述符表
當我們執行類似MOV DS, AX指令時，CPU會查表，根據AX的值來決定查找GDT還是LDT，查找表的什么位置，以及查出多少數據
GDT表
工具：WinDbg
gdtr是一個寄存器，存儲了GDT表所在位置
gdtl也是一個寄存器，存儲了GDT表的大小
在內存中查看GDT表
第一排的數據為內存地址，紅框中的數據才是真正的內存數據，即GDT表
我們已經知道如何查看GDT表了，但是如果想要看懂這張表，得先學習段描述符和段選擇子
1）段描述符
描述：GDT表中存儲的元素稱為段描述符
大小：每個段描述符占用空間為8個字節
為了更方便觀察，在WinDbg中使用dq命令查看GDT表：
段描述符結構圖：
段描述符高位在前，低位在后
例如GDT表的第二項：00cf9b00`0000ffff
00cf9b00對應結構圖的高四字節（上面一行），0000ffff對應結構圖的低四字節（下面一行）
段描述符的屬性
P位
P = 1：段描述符有效
P = 0：段描述符無效
段描述符加載時，首先看P位是否為1
G位
G=0：段寄存器的Limit元素單位為字節，最大值為0x000FFFFF
G=1：段寄存器的Limit元素單位為4KB，最大值為0xFFFFFFFF
S位
S = 1：段描述符為代碼段或數據段描述符
S = 0：段描述符為系統段描述符
Type域
當S = 1時，即段描述符為代碼段或數組段描述符時，Type域結構圖如下：
第11位為0：段描述符為數據段描述符
第11位為1：段描述符為代碼段描述符
A位：若該代碼段/數據段未被訪問過，則值為0，否則為1
W位：若為1，表示該段可寫
E位：若為0，則向上拓展，若為1，則向下拓展
圖例：
向上拓展：有效范圍為fs.Base ~ fs.Base+Limit
向下拓展：有效范圍除了fs.Base ~ fs.Base+Limit
R位：若為1，表示該段可讀
C位：一致位。若為1，則是一致代碼段；若為0，則是非一致代碼段
當S = 0時，即段描述符為系統段描述符時，Type域結構圖如下：
D\B位
情況1：對CS段的影響
D=1：采用32位尋址方式
D=0：采用16位尋址方式
情況2：對SS段的影響
D=1：隱式堆棧訪問指令（如：PUSH POP CALL）使用32位堆棧指針寄存器ESP
D=0：隱式堆棧訪問指令（如：PUSH POP CALL）使用16位堆棧指針寄存器SP
情況3：向下拓展的數據段
D=1：段上限為4GB
D=0：段上限為64KB
DPL
描述：
DPL存儲在段描述符中，規定了訪問所在段描述符所需要的特權級別是多少
DPL數值越大，訪問所在段描述符所需要的權限越低
注意：在Windows中，DPL只會出現兩種情況，要么全為0，要么全為1
例：
若AX指向的段描述符的DPL=0，但當前程序的CPL=3，那么這條指令是不會成功的！
段描述符與段寄存器結構的對應關系
Attribute：位于段描述符高四字節的第8-23位
Base：由三部分組成
第一部分：位于段描述符高四字節的第24-31位
第二部分：位于段描述符高四字節的第0-7位
第三部分：位于段描述符低四字節的第16-31位
Limit：由兩部分組成
第一部分：位于段描述符高四字節的第16-19位
第二部分：位于段描述符低四字節的第0-15位
2）段選擇子
描述：
段選擇子是一個16位的段描述符，該描述符指向了定義該段的段描述符
段選擇子結構圖：
字段說明：
RPL：請求特權級別
TI：TI=0 查GDT表；TI=1 查LDT表
Index：處理器將索引值乘以8在加上GDT或者LDT的基地址，就是要加載的段描述符
加載段描述符到段寄存器
除了MOV指令，還可以使用LES、LSS、LDS、LFS、LGS指令修改段寄存器
注意：不存在LCS指令，因為CS不可寫
例：
char buffer[6]; __asm { les ecx,fword ptr ds:[buffer] //高2個字節給es，低四個字節給ecx }實驗：為buffer賦值，并成功執行以上代碼
注意：RPL<=DPL（在數值上）
段權限檢查
1） CPU分級概念
平時我們稱應用程序為3環，系統程序為0環，前面這句話只與CPU有關，與操作系統無關
思考：如何判斷某個程序處于哪一環？
2） 進程特權級別
當前特權級（CPL）
描述：
段寄存器 CS 的后兩位比特位稱為當前特權級
注意：段選擇子SS和CS的后兩位比特位相同
如：
→ CS = 0x001B
→ 0x001B = 二進制:0000 0000 0001 1011
→ 二進制:11 = 十進制:3
→ 因此：當前進程處于3環
請求特權級（RPL）
描述：
RPL是段選擇子結構中的一部分
RPL是針對段選擇子而言的，每個段的選擇子都有自己的RPL
RPL表示用什么權限去訪問一個段
例：
MOV AX,0008 MOV DS,AX 與 MOV AX,000B MOV DS,AX 指向的是同一個段描述符，但RPL不同3）數據段的權限檢查
檢查：CPL<= DPL并且 RPL<= DPL（數值上的比較）
例：
當CPL = 0時執行以下指令：MOV AX,000B // RPL=3，請求權限為3MOV DS,AX // 假設ax指向的段描述符的DPL=0 上述指令雖然滿足了CPL<=DPL，但RPL>DPL，因此執行失敗注意：代碼段和系統端描述符的檢查方式不一樣
思考：既然已經有CPL（當前特權級別）了，為什么還要有RPL（請求特權級別）
回答：我們本可以用“讀寫”的權限去打開一個文件，但為了避免出錯，有些時候我們使用“只讀”的權限去打開
總結
以上是生活随笔為你收集整理的Windows保护模式学习笔记（一）—— 段寄存器GDT表的全部內容，希望文章能夠幫你解決所遇到的問題。
- 上一篇： 015 已接任务链表和任务库二叉树遍历
- 下一篇： Windows保护模式学习笔记（二）——