在上一篇著述中，咱们还是班师的从实花样Private，过渡到了保护花样。
保护花样与实花样最本色的折柳等于：保护花样使用了全局形容符表，用来保存每一个方法(bootloader，操作系统，应用方法)使用到的每个段信息：启动地址，长度，以过甚他一些保护参数。
这篇著述，咱们来看一下 bootloader 是怎样来进行自我进化到保护花样的，然后潜入看一下保护花样是怎样对内存进行安全保护的。
作为布景学问，咱们先来看一下 x86 中的地址变换经由：
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，这亦然咱们一直商议的情况。
下一篇著述，咱们就把 x86 中的分页机制大开，并与 Linux 中的分段和分页机制进行对比。
实花样：bootloader 为方法缠绵段的基地址在之前的著述：Linux从新学06：16张结构图，透澈交融【代码重定位】的底层旨趣中，咱们商议了 bootloader 是怎样把应用方法读取到内存中，临了跳入到方法的进口地址的。
这里所说的方法，不错是操作系统，也不错是应用方法。
底下这张图，是方法被加载到内存中之后，header 中的信息：
因为方法是被 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、栈的启动地址。
然而，方法要想大概平方扩充，就必须要知谈这些信息，那何如办?
唯有 bootloader 才略惩办问题，因为是它来把方法从硬盘加载到内存中的。
因此，bootloader 在跳入方法的进口地址之前，必须把其中的代码段、数据段、栈段的基地址缠绵出来，然后写入到方法的 header 中，如下图所示：
这么的话，方法启动扩充时，就不错从我方的 header 中获得到这 3 个段基地址，况且赋值给相应的寄存器，从而班师的扩充方法。
也等于说：方法的 header 空间，充任了 bootloader 与它进行信圮绝互的序论，用来传递 3 个段寄存器的基地址。
以上的这个经由，一直责任在实花样，因此就莫得段形容符什么事情。
在以后著述中，咱们还会看到在保护花样下，bootloader 仍然会行使 OS 的 header 空间，来传递段的索引号。然后 OS 行使这个段索引号，口交做爱专题去查找 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 为我方创建段形容符bootloader 从 BIOS 接收系统之后，刚启动是运行在实花样下的。
当它完成一些准备责任之后，就不错参加保护花样了，也等于把 CR0 寄存器的 bit0 诞生为 1。
这个准备责任中，最紧迫的等于：竖立 GDT 这个表，况且把 GDT 的启动地址，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 个段形容符：代码段、数据段和栈段。
详情 GDT 的地址在创建段形容符之前，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。
按照处理器的条目，在第 1 个表项(称之为 item 或者 entry，每本书上王人不同样)必须为空形容符(index = 0)。
bootloader 的代码放在 0x0000_7C00 启动的地址，长度是 512B。
凭据这些信息，就不错构造出代码段的形容符了：
bootloader 待会需要把操作系统或其他应用方法，从硬盘读取到内存中，举例：读取到 0x0002_0000 的位置。
那么 bootloader 就必须大概拜访到这个位置，况且是以数据段的读写样式。
为了行使一齐的 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容符，如下：
表面上，bootloader 不错使用内存中的纵情一块闲散空间，来作为我方的栈。
因为栈在 push 操作的工夫，是向低地址观念增长的。
因此好多书本王人会把栈顶基地址诞生为 bootloader 的启动地址，也等于 0x0000_7C00 地址处，况且把栈的空间大小松手在 4K 的规模。
凭据以上这些信息，就不错创建出栈的段形容符，如下：
当以上这几个段的形容符王人创建好之后，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，就崇拜的参加保护花样来扩充 bootloader 中背面的代码了。
段形容符是怎样确保段的安全拜访的? 段寄存器高速缓存参加保护花样之后，诚然对段寄存器中内容的阐述改革了，然而扩充每一条辅导，照旧需要使用到这些段寄存器的: cs， ds， ss等等。
联想一下：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。
民众王人知谈方法有个“局部性”旨趣，也等于运动扩充的代码，王人是围聚在一段运动的方法空间中的。
这个运动的方法空间，它们王人是在合并个代码段中，因此段的基地址王人是交流的，那么它们王人属于 GDT 中合并个代码段形容符所代表的段空间。
淌若每一条辅导王人去查表，就会影响到方法的扩充后果。
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：当扩充一条辅导的工夫，淌若它与上一条辅导中的段索引号不同，才会凭据新的段索引号到 GDT 中查找相应的段形容符表项。
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。
当继续扩充背面的辅导时，淌若逻辑地址中的段索引号莫得变化，处理器就顺利从高速缓存中读取段形容，从而幸免了查表操作，升迁了系统后果。
对段寄存器自身的保护当逻辑地址中段寄存器的索引号改革时，就会凭据新的索引号，到 GDT 中去查表。
天然了，这个索引号不行跳动 GDT 的界限。
当定位到某一个形容符表项之后，就启动进行一系列查验。
再来看一下每一个段形容符中 8 个字节的内容：
bit8 ~ bit11 界说了现时这个段的类型。
耳光 调教假如: 咱们在切换代码段空间的工夫，不防备犯错，定位到了 GDT 中的一个数据段形容符表项，那么处理器就大概实时发现：
“现时这个段形容符的类型是数据段，你却把它算作念代码段来使用，谢却，杀无赦!”
因此，处理器就会隔绝把这个段形容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。
对段界限的查验在通过了第一层的段类型保护之后，还会继续对段的界限进行查验，这就要使用到逻辑地址中的偏移地址( EIP )了。
淌若偏移地址跳动了形容符中规则的界限，那么就阐述发生空幻了。
举例：在 bootloader 的代码段形容符中，最大的界限是 512B，淌若把 EIP 诞生为 0x0000_1000，那就信托空幻了。
因为这个地址根柢就不属于代码段的空间规模。
关于数据段来说相比挑升念念，因为咱们把数据段形容符的基地址诞生为 0x0000_0000，段的界限是所有这个词 4G 的空间，是以它不错对所有这个词内存进行操作。
多想一步：
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。
也等于说：淌若你想修改代码段的辅导，顺利通过代码段来操作是不不错的。
因为代码段形容符中规则了：代码段的内容只可被读取、扩充，然而不行被写入。
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点，来改写代码段中的辅导。
Private
想一想 gdb 的调试经由，是不是就行使了这个趣味趣味?