在前面篇章裡我們知道，寫段暫存器是通過段選擇子查gdt表中段描述符來填充剩餘的80位，但是段描述符只有64位，這就涉及到怎麼填充的問題；
下面重新貼出段描述符屬性結構，如下圖：
這篇講的p位位於高四位元組的15位，g位位於高四位元組的23位；
p位的作用：p位說明當前段描述符是否有效，p為1時說明段描述符是有效的；
p位為0時說明當前段描述符是無效的。我們通過指令將乙個段描述符載入到段暫存器時，cpu首先檢查p位是否有效，若有效則繼續後續操作；若無效則不進行後續操作。
下面我們再來回顧一下段暫存器的結構：
struct segmentregister；attribute：由段描述符的第8~23位來填充，剛好16位，無壓縮；
base：由三部分組成，第一部分為高四位元組的24~31位，第二部分為高四位元組的0到7位，第三部分為底四位元組的16到31位，由這三部分組成了四位元組的base位址。
limit：由兩部分組成，第一部分是高四位元組的第16到19位，第二部分是第四位元組的0到15位；這兩部份加起來是20位，而limit為32位，我們就還差12位，那麼為了補全這12位，我們就需要來了解一下段描述符中位於高四位元組中第23位的屬性位g位；如果g位為0則表示limit單位是位元組，所以當g位為0的時候段描述符中的20位填limit的底20位，高12位補0即可，當g位為1的時候，limit的單位是2的12次方也就是4kb而不再是位元組（有點類似ip報文中4位首部長度規定為位元組的思想），所以當g為1的時候段描述符的20位填limit高20位，其他12位補1；我們用od開啟乙個程式，就可以直觀的感受到limit的值，如下圖紅色小框中的0xffffffff
下面我們通過上篇跟本篇的知識來填乙個段選擇子為0x002b的段暫存器；
首先：我們將0x002b轉換為二進位制為0000 0000 0010 1011，從上篇我們知道段選擇子分三部分，第3位ti為說明查詢的是gdt表還是ldt表，這裡我們看到第三位為1，所以我們需要查gdt表，我們在windbg中用指令檢視gdtr的位址值如下圖：
接著我們用dq 8003f000查gdt表如下圖：
從上圖我們用2作為索引找到段描述符為：00cf9300`0000ffff
對應的高四位元組二進位制為：0000 0000 1100 1111 1001 0011 0000 0000
對應的底四位元組為：0000 0000 0000 0000 1111 1111 1111 1111
我們先來看一下高四位元組的第15位p位為1，說明這個段描述符是有效的。
通過段描述符的結構我們可以拆分出屬性attribute：0xcf93對應二進位制為：1100 1111 1001 0011
base:為0
我們看一下高四位元組的23位g位為1，說明limit單位為4kb，所以後面12位補1，則我們這裡的limit為：0xffffffff
段描述符屬性P位和G位
前言 段描述符屬性p位和g位筆記 自己在學習段描述符與段選擇子的時候有提出乙個問題，如下圖所示，這個問題老師在段描述符屬性p位和g位中提及 因為老師說段暫存器是有96位的，但是可以發現段描述符的64位再加上段選擇子16位，實際總共才是80位，那剩下的16位是從 來的呢？這裡再來看下段描述符的結構 首...
段描述符屬性DB位,段許可權檢查
描述符屬性 db位 情況一 對cs段的影響 d 1 採用32位定址方式 d 0 採用16位定址方式 字首67 改變定址方式 情況二 對ss段的影響 d 1 隱式堆疊訪問指令 如 push pop call 使用32位堆疊指標暫存器esp d 0 隱式堆疊訪問指令 如 push pop call 使用...
（4）段描述符P,G位
在前面的課程學習中我們了解到，段暫存器有96位，其中80位不可見，包括base，limit，attribute。16位可見，即段選擇子selector。對段暫存器進行寫入時，cpu根據段選擇子到gdt表中尋找段描述符，段描述符共8位元組，64位，cpu根據段描述符填充段暫存器。那麼問題就是，如何用6...