0x01原因
分段的產生原屬於安全問題。
一個程式可以自由的訪問不屬於它的記憶體位置，甚至可以對那些內容進行修改。這也導致安全問題 促使一種記憶體隔離的手段 分段的產生。
0x02分段原理
處理器要求在載入程式時，先定義該程式所擁有的段，然後允許使用這些段。定義段時需要基地址，段界限，特權級別，型別等。
在一個程式訪問cs,ss,ds,es 這些段時。處理器將會實施檢查，防止記憶體違規訪問。
因此有了段描述符來描述這些段的內容和許可權
0x03段描述符
認識段描述符先定義全域性描述符表GDT，為了跟蹤GDT 處理器有一個48位暫存器，也就是gdtr，分別是32位線性地址和16位邊界地址
訪問地址範圍就是0x00000000到0xffffffff 4gb 的對映範圍 界限地址 ffff 就是64kb 一個GDT大小是8個位元組 所以GDT最最多可以定義8192個描述符
下面就是段描述符格式
下面是低位，上面是高位
段基地址：
0-15+16~23+24~31 FFFF FF FF
段界限
0-15+19+16 FFFF F
0xFFFF FFFF:0FFFF 就是GDT的實體地址
G粒度位：
當為0時 段界限以位元組為單位 範圍（1b~1mb） 當為1時，段界限以4KB為界限 範圍（4kb-4gb）
S描述符位：
當為0時 表示是個系統段，當為1時表示程式碼段或者資料段（棧段也是特殊的資料段）
DPL特權級位：
分別表示0，1，2，3 其中0是最高位。不同級別的程式相互隔離，嚴格限制互訪。高可以訪問低特權級
P段存在位：
p位表示描述符對應的段是否存在，當記憶體緊張時，可能只建立了描述符沒有建立記憶體這時P位就是0 表示段並不存在，p是有處理器負責檢查的 如果是0處理器會產生一箇中斷。這一過程由作業系統提供，負責將該段從硬碟換回記憶體。將p置為1，在多工多使用者的系統中，這是一種常用的虛擬記憶體排程策略
D/B運算元大小位或者棧指標大小位或者上部邊界標誌位
不同段表示不同意思
程式碼段表示 d=0 表示16位 d=1 表示32位 表示使用 eip還是ip
棧段表示 b=0表示使用sp b=1 表示使用 esp
b位也決定上部邊界 b=0 就是 sp暫存器最大值 0xffff b=1 esp最大值 0xffff ffff
L64專用位
暫時不涉及 置0即可
TYPE 描述符子型別位
對於資料段來說
4位 X,E,W,A
程式碼段
4位 X,C,R,A
x表示可執行 資料段不可執行 預設為0
資料段的E表示段擴充套件方向 為0向上擴充套件 向高地址方向擴充套件。 為1向下擴充套件 向低地址擴充套件通常是棧段。
W=0表示不允許寫入
C表示特權級依從 0表示非依從的程式碼段，可以從與它特權級相同的程式碼段呼叫，或者通過門呼叫
1表示 允許從低特權級的程式轉移到該段執行。
R=0表示不能讀出
A位已訪問位 表示最近這個段是否被訪問過 每當被訪問會被置1 清理由作業系統負責 監視是否還在使用。知道使用頻率，記憶體緊張時把不常用的段退避到硬碟上，從而實現虛擬記憶體管理
AVL位
軟體位 使用者使用沒啥用
下面通過windbg除錯檢視gdt表
看到當前的gdtr 暫存器值 和當前 ds cs es值
ds 是23解析規則就是
2 3
0010 0011
00100=4
rpl 請求特權級 3就ring3 許可權
tl 0=gdtr 暫存器裡面 1=ldtr裡面
ds=23 指的就是GDT表的第4位置
可以看到前5個除了第一個用於指向null的gdt 表 其他的4個把所有型別都包括了 這是因為 微軟沒用分段來隔離記憶體 因為gdt 大小隻能8192個太少了 。
後面改用分頁來隔離記憶體了，又猶豫cpu只認段描述符這種格式，所以就做了4個把所有型別都包括的描述符 來解決這個問題。
但是fs gs 用的還是分段
這裡fs=3b
111011= 7
f892a000~00001fff
看記憶體拆分就是
01 00 00 a0 92 93 c0 f8
00 0a 92 f8-01
g位為1 所以 段界限要*4kb=4096
00 00 01*4kb+0xfff 就是最後的段界限
最後就是
f892a000~1fff