3. 存储器的段描述符
源码第 7～9 行用于初始化堆栈，使堆栈段的逻辑段地址和代码段相同，并使堆栈指针寄存器 SP 指向 0x7c00。这是个分界线，从这里，代码向上扩展，而堆栈向下扩展。
下面开始定义主引导扇区代码所使用的数据段、代码段和堆栈段。在保护模式下，内存的访问机制完全不同，即，必须通过描述符来进行。所以，这些段必须重新在 GDT 中定义。
先是确定 GDT 的起始线性地址。第96行，声明了标号gdt_base并初始化了一个双字0x00007e00，我们决定从这个地方开始创建全局描述符表（GDT）。这是有意的，如图11-3所示，在实模式下，主引导程序的加载位置是0x0000:0x7c00，也就是物理地址0x07c00。因为现在的地址是32位的，所以它现在对应着物理地址 0x00007c00。主引导扇区程序共512（0x200）字节，所以，我们决定把GDT设在主引导程序之后，也就是物理地址0x00007e00处。因为GDT最大可以为64KB，所以，理论上，它的尺寸可以扩展到物理地址 0x00017dff 处。
因为堆栈指针寄存器 SP 被初始化为0x7c00，和CS一样，堆栈段寄存器SS被初始化为0x0000，而且堆栈是向下扩展的，所以，从0x00007c00往下的区域是实际上可用的堆栈区域。只不过，该区域包含了很多BIOS数据，包括实模式下的中断向量表，所以一定要小心。在实模式下，处理器不会为此负责，只能靠你自己。
实模式和保护模式在内存访问上是有区别的，保护模下，在访问之前，必须先在GDT内定义要访问的内存段。
想访问哪段内存，就在 GDT 中定义一个描述符，这和直接访问有什么区别？反正也能随心所欲，只不过多了一道手续，这又谈何限制和保护呢？
实际上并非如此。如果整个计算机系统中只有一个程序在工作，那当然是正确的。问题在于，会有很多程序共同在操作系统上运行。所以，描述符不是由用户程序自己建立的，而是在加载时，由操作系统根据你的程序结构而建立的，而用户程序通常是无法建立和修改GDT的。在这种情况下，操作系统为你的程序建立了几个段，你就只能在这些段内工作，超出这个范围，或者未按预定的方法访问这些段，都将被处理器阻止。
一旦确定了GDT在内存中的起始位置，下一步的工作就是确定要访问的段，并在GDT中为这些段创建各自的描述符。
如图 11-4 所示，每个描述符在 GDT 中占 8 字节。图中，下面是低 32 位，上面是高 32 位。
描述符中指定了32位的段起始地址，以及20位的段边界。在实模式下，段地址并非真实的物理地址，在计算物理地址时，还要左移4位（乘以16）。和实模式不同，在32位保护模式下，段地址是32位的线性地址，如果未开启分页功能，该线性地址就是物理地址。我们先不考虑分页。
描述符中的段基地址和段界限不是连续的，把它们分成几段似乎不科学。这是从80286处理器上带来的后遗症。80286也是16位的处理器，也有保护模式，但属于16位的保护模式。而且，其地址是24位的，允许访问最多16MB的内存。32位处理器为了保持同80286的兼容，只能在旧描述符的格式上进行扩充，这是不得已的做法。
段基地址可以是 0～4GB 范围内的任意地址，不过，还是建议应当选取那些16字节对齐的地址。尽管对于Intel处理器来说，允许不对齐的地址，但是，对齐能够使程序在访问代码和数据时的性能最大化。
20 位的段界限用来限制段的扩展范围。
G 位是粒度（Granularity）位，用于解释段界限的含义。当G位是“0”时，段界限以字节为单位。此时，段的扩展范围是从 1 字节到 1 兆字节（1B～1MB），因为描述符中的界限值是 20 位的。如果该位是“1”，段界限是以 4KB 为单位的。这样，段的扩展范围是从 4KB到 4GB。
S 位用于指定描述符的类型（Descriptor Type）。当该位是“0”时，表示是一个系统段；为“1”时，表示是一个代码段或者数据段（堆栈段也是特殊的数据段，TYPE里面的E位表示扩展方向），即存储器的段描述符。系统段将在以后介绍。
DPL 表示描述符的特权级（Descriptor Privilege Level，DPL）。这两位用于指定段的特权级。在这里，描述符的特权级用于指定要访问该段所必须具有的最低特权级。现在一律将特权级设定为最高的 0。
P是段存在位（Segment Present）。P位用于指示描述符所对应的段是否存在。一般，描述符所指示的段都位于内存中。但是，当内存空间紧张时，有可能只是建立了描述符，对应的内存空间并不存在，这时，P位清零，表示段并不存在。另外，内存空间紧张时，会把很少用到的段换出到硬盘中，腾出空间给当前急需内存的程序使用（当前正在执行的），这时，同样要把段描述符的 P 位清零。当再次轮到它执行时，再装入内存，然后将 P 位置 1。
P位是由处理器负责检查的。每当通过描述符访问内存中的段时，如果P位是“0”，处理器就会产生一个异常中断。通常，该中断处理过程是由操作系统提供的，该处理过程的任务是负责将该段从硬盘换回内存，并将P位置1。在多用户、多任务的系统中，这是一种常用的虚拟内存调度策略。当内存很小，运行的程序很多时，如果计算机的运行速度变慢，并伴随着繁忙的硬盘操作时，说明这种情况正在发生。
D/B 位是“默认的操作数大小”（Default Operation Size）或者“默认的堆栈指针大小”（Default Stack Pointer Size），又或者“上部边界”（Upper Bound）标志。
设立该标志位，主要是为了能够在32位处理器上兼容运行**16位保护模式（不是实模式）**的程序。
该标志位对不同的段有不同的效果。对于代码段，此位称做“D”位，用于指示指令中默认的偏移地址和操作数尺寸。D＝0 表示指令中的偏移地址或者操作数是 16 位的；D＝1，指示 32 位的偏移地址或者操作数。
举例子来说，如果代码段描述符的D位是0，那么，当处理器在这个段上执行时，将使用16位的指令指针寄存器 IP 来取指令，否则使用 32 位的 EIP。
对于堆栈段来说，该位被叫做“B”位，用于在进行隐式的堆栈操作时，是使用SP寄存器还是 ESP 寄存器。隐式的堆栈操作指令包括push、pop和call等。如果该位是“0”，在访问那个段时，使用 SP 寄存器，否则就是使用ESP寄存器。同时，B位的值也决定了堆栈的上部边界。如果 B＝0，那么堆栈段的上部边界（也就是SP寄存器的最大值）为0xFFFF；如果B＝1，那么堆栈段的上部边界（也就是 ESP 寄存器的最大值）为 0xFFFFFFFF。
L 位是 64 位代码段标志（64-bit Code Segment），保留此位给64位处理器使用。目前，我们将此位置“0”即可。
TYPE 字段共 4 位，用于指示描述符的子类型，或者说是类别。如表11-1所示，对于数据段来说，这 4 位分别是 X、E、W、A 位；而对于代码段来说，这 4 位则分别是 X、C、R、A 位。
X 表示是否可以执行（eXecutable）。数据段总是不可执行的，X＝0；代码段总是可以执行的，因此，X＝1。
对于数据段来说，E位指示段的扩展方向。E＝0是向上扩展的，也就是向高地址方向扩展的，是普通的数据段；E＝1 是向下扩展的，也就是向低地址方向扩展的，通常是堆栈段。
W 位指示段是否可写，W＝0的段是不允许写入的，否则会引发处理器异常中断；W＝1的段是可以正常写入的。
对于代码段，C位指示段是否为特权级依从的（Conforming）。C＝0表示非依从的代码段，这样的代码段可以从与它特权级相同的代码段调用，或者通过门调用；C＝1表示允许从低特权级的程序转移到该段执行。关于特权级和特权级检查的知识将在第 14 章介绍。
R 位指示代码段是否允许读出。代码段总是可以执行的，但是，为防止被破坏，它是不能写入的。是否读出，由R位指定。R＝0表示不能读出，如果企图去读一个R＝0的代码段，会引发处理器异常中断；如果R＝1，则代码段是可以读出的，即可以把这个段的内容当成ROM一样使用。
既然代码段是不可读的，那处理器怎么从里面取指令执行呢？事实上，这里的R属性并非用来限制处理器，而是用来限制程序和指令的行为。一个典型的例子是使用段超越前缀“CS:”来访问代码段中的内容。
数据段和代码段的 A 位是已访问（Accessed）位，用于指示它所指向的段最近是否被访问过。在描述符创建的时候，应该清零。之后，每当该段被访问时，处理器自动将该位置“1”。对该位的清零是由软件（操作系统）负责的，通过定期监视该位的状态，就可以统计出该段的使用频率。当内存空间紧张时，可以把不经常使用的段退避到硬盘上，从而实现虚拟内存管理。
AVL是软件可以使用的位（Available），通常由操作系统来用，处理器并不使用它。