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在上一篇著述中柬埔寨一群人逃跑视频，咱们还是凯旋的从实模式，过渡到了保护模式。
保护模式与实模式最骨子的别离即是：保护模式使用了全局刻画符表，用来保存每一个技巧(bootloader，操作系统，应用技巧)使用到的每个段信息：运转地址，长度，以十分他一些保护参数。
这篇著述，咱们来看一下 bootloader 是怎样来进行自我进化到保护模式的，然后真切看一下保护模式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 中的地址变换进程：
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，这亦然咱们一径直洽的情况。
下一篇著述，咱们就把 x86 中的分页机制怒放，并与 Linux 中的分段和分页机制进行对比。
实模式：bootloader 为技巧筹谋段的基地址在之前的著述：Linux从新学06：16张结构图，澈底意会【代码重定位】的底层旨趣中，咱们有计划了 bootloader 是怎样把应用技巧读取到内存中，临了跳入到技巧的进口地址的。
这里所说的技巧，不错是操作系统，也不错是应用技巧。
底下这张图，是技巧被加载到内存中之后，header 中的信息：
因为技巧是被 bootloader 动态读取到内存中的，它是不知说念我方被放在内存中的什么位置，因此它也不知说念我方代码段、数据段、栈的运转地址。
然而，技巧要思大概闲居扩充，就必须要知说念这些信息，那何如办?
只须 bootloader 才智处罚问题，因为是它来把技巧从硬盘加载到内存中的。
因此，bootloader 在跳入技巧的进口地址之前，必须把其中的代码段、数据段、栈段的基地址筹谋出来，然后写入到技巧的 header 中，如下图所示：
这么的话，技巧运转扩充时，就不错从我方的 header 中获得到这 3 个段基地址，何况赋值给相应的寄存器，从而凯旋的扩充技巧。
也即是说：技巧的 header 空间，充任了 bootloader 与它进行信拒却互的序论，用来传递 3 个段寄存器的基地址。
以上的这个进程，一直责任在实模式，因此就莫得段刻画符什么事情。
在以后著述中，咱们还会看到在保护模式下，bootloader 仍然会运用 OS 的 header 空间，来传递段的索引号。然后 OS 运用这个段索引号，去查找 GDT 表，从而找到每一个段的基地址以十分他一些保护信息。
保护模式：bootloader 为我方创建段刻画符bootloader 从 BIOS 采纳系统之后，刚运转是运行在实模式下的。
当它完成一些准备责任之后，就不错过问保护模式了，也即是把 CR0 寄存器的 bit0 诞生为 1。
这个准备责任中，最迫切的即是：建造 GDT 这个表，何况把 GDT 的运转地址，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 个段刻画符：代码段、数据段和栈段。
笃定 GDT 的地址在创建段刻画符之前，需要先笃定: 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。
按照处理器的条件，在第 1 个表项(称之为 item 或者 entry，每本书上王人不同样)必须为空刻画符(index = 0)。
bootloader 的代码放在 0x0000_7C00 运转的地址，长度是 512B。
凭证这些信息，就不错构造出代码段的刻画符了：
bootloader 待会需要把操作系统或其他应用技巧，从硬盘读取到内存中，举例：读取到 0x0002_0000 的位置。
那么 bootloader 就必须大概造访到这个位置，何况是以数据段的读写风景。
为了运用一起的 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刻画符，柬埔寨修车群如下：
表面上，bootloader 不错使用内存中的放纵一块适意空间，来作为我方的栈。
因为栈在 push 操作的时辰，是向低地址标的增长的。
因此好多竹素王人会把栈顶基地址诞生为 bootloader 的运转地址，也即是 0x0000_7C00 地址处，何况把栈的空间大小为止在 4K 的界限。
凭证以上这些信息，就不错创建出栈的段刻画符，如下：
当以上这几个段的刻画符王人创建好之后，就不错把 GDT 的地址(0x0001_0000)，诞生到 GDTR 寄存器中了。
临了，再把 CR0 寄存器的 bit0 诞生为 1，就认的确过问保护模式来扩充 bootloader 中后头的代码了。
段刻画符是怎样确保段的安全造访的? 段寄存器高速缓存过问保护模式之后，天然对段寄存器中内容的诠释蜕变了，然而扩充每一条辅导，如故需要使用到这些段寄存器的: cs, ds, ss等等。
思象一下：每扩充一条辅导，王人会从逻辑地址中，获得到段索引号，然后去查找 GDT 表，从而定位到段的基地址。
人人王人知说念技巧有个“局部性”旨趣，也即是指导扩充的代码，王人是长入在一段指导的技巧空间中的。
这个指导的技巧空间，它们王人是在团结个代码段中，因此段的基地址王人是疏导的，那么它们王人属于 GDT 中团结个代码段刻画符所代表的段空间。
淌若每一条辅导王人去查表，就会影响到技巧的推作歹果。
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：当扩充一条辅导的时辰，淌若它与上一条辅导中的段索引号不同，才会凭证新的段索引号到 GDT 中查找相应的段刻画符表项。
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。
当链接扩充后头的辅导时，淌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刻画，从而幸免了查表操作，升迁了系统恶果。
对段寄存器本人的保护当逻辑地址中段寄存器的索引号蜕变时，就会凭证新的索引号，到 GDT 中去查表。
天然了，这个索引号弗成终点 GDT 的界限。
当定位到某一个刻画符表项之后，就运转进行一系列检查。
再来看一下每一个段刻画符中 8 个字节的内容：
bit8 ~ bit11 界说了现时这个段的类型。
假如: 咱们在切换代码段空间的时辰，不谨防犯错，定位到了 GDT 中的一个数据段刻画符表项，那么处理器就大概实时发现：
“现时这个段刻画符的类型是数据段，你却把它手脚念代码段来使用，退却，杀无赦!”
因此，处理器就会回绝把这个段刻画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。
对段界限的检查在通过了第一层的段类型保护之后，还会链接对段的界限进行检查，这就要使用到逻辑地址中的偏移地址( EIP )了。
淌若偏移地址终点了刻画符中限定的界限，那么就阐发发生伪善了。
举例：在 bootloader 的代码段刻画符中，最大的界限是 512B，淌若把 EIP 诞生为 0x0000_1000，那就敬佩伪善了。
因为这个地址根底就不属于代码段的空间界限。
关于数据段来说比拟有真理，因为咱们把数据段刻画符的基地址诞生为 0x0000_0000，段的界限是通盘这个词 4G 的空间，是以它不错对通盘这个词内存进行操作。
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辅导内容。
也即是说：淌若你思修改代码段的辅导，径直通过代码段来操作是不不错的。
因为代码段刻画符中限定了：代码段的内容只可被读取、扩充，然而弗成被写入。
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，来改写代码段中的辅导。
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思一思 gdb 的调试进程，是不是就运用了这个好奇?