一.段的作用:
在x86-16体系中，为了解决16位寄存器对20位地址线的寻址问题，引入了分段式内存管理。而段的沿用,一方面是为了保持向下的拓展性,另一方面,也增加了可寻址的范围,增加了CPU的性能. 随着CPU性能的大幅度提升,生产商的研发重点,也开始着重于计算机的稳定性,和数据的安全性,因此,在会影响到计算机稳定性和重要数据的地方,就要给用户加上限制,限制用户的行为主要是,数据的读,写和执行,在限制用户的同时,又不能影响操作系统对数据和代码的使用,因此,引入了层(R0,R1,R2,R3)的概念,其中R1层和R2层,并未使用,R0就是我们一般常说的内核层,R3为应用层,也就是用户层,不同的层有不同的权限级别(R0>R1>R2>R3),为了限制人们随意进出R0层,胡乱删改重要内核数据,引起操作系统的崩溃,加入了段机制对人们进行了限制.
二.段寄存器:
代码段寄存器CS（Code Segment）
数据段寄存器DS（Data Segment）
堆栈段寄存器SS（Stack Segment）
附加段寄存器ES（Extra Segment）
三.段寄存器的作用
是用来存放段选择子(Selector),而段选择子在CPU实际应用当中,主要起到两个作用:
1.用于在GDT表中,查找到相对应的段描述符,确认属性.
2.表明RPL(请求特权级别)的值,CS作为代码寄存器,其段寄存器中的值,与其他段寄存器不同,称为:CPL.
例如:
DS:002B
先将002B拆分为2进制:
0000 0000 0010 1 0 11 (对照上图)
RPL:3 即R3权限
TI: 0指示从全局描述符表GDT中读取描述符；TI:1指示从局部描述符表LDT中读取描述符(windows操作系统自身并没有使用LDT表,因此TI位,在windows里一直为0,除非你自己要用LDT表,否则TI位没什么用...)
索引号:5 下图中,所对应的是第6个描述符,(GDT表索引是从0开始的,每个描述符为8个字节,32位)
四.段描述符:
搜索 gdt 表：
GDT表全程 Global Descriptor Table，段描述符表。
其存储在 gdtr 寄存器中，我们在Windbg中使用 "r gdtr" 即可获取该地址。
然后我们采用 dq address (一个段选择子四字，八字节） 来显示 gdt 表，如果知道索引想直接查看其地址，可以使用 dq address + (index * 8) 的公式来进行搜索。
在取得段描述符之后,我们对段描述符进行拆分,来获取他的具体属性:
WORD Attribute; 高位8:15 和 20:23 的属性(下面详细讲解各标志位的作用)
DWORD Base; 段基地址:: Base31:24 + Base23:16 + Base15:00 除了FS寄存器外,Base一般为:0x00000000
DWORD Limit; 段地址最大范围:Seg Limit19:16 + Seg Limit15:00 最大值为0X000FFFFF,需要通过G位所表示的单位,进行换算.
各标志位的作用:
G位: G=0表示界限粒度(单位)为1字节,Limit最大值为0x000FFFFF(1MB)
G=1表示界限粒度(单位)为4K字节,Limit最大值为0x000FFFFF个4KB(4GB)
注意，界限粒度只对段界限有效，对段基地址无效，段基地址总是以字节为单位。
D/B位:下面将会更详细的讲解
L位: 用来设置是否为64位代码段.
AVL位:是软件可利用位80386对该位的使用未做规定，Intel公司也保证今后开发生产的处理器只要与80386兼容，就不会对该位的使用做任何定义或规定。此为被linux和windows操作系统忽略。
P位：0 - 无效段 、 1 - 有效段。（查看该段是否有效，最直接的就是查看该位）
DPL位: 段特权级别(0到3,但是因为Windows并没有对R1和R2层进行使用,因此DPL的值,不是00就是11,也就是R0或者R3)
S位：0 - 系统段、1 - 代码段或数据段。
TYPE位：如果S位==1，则TYPE位进一步详解其代码段或数据段的有关属性（可读可写可执行等等）。
如下图，一个直观判断到底是代码段还是数据段的方法：TYPE <= 7 数据段 ; TYPE >= 8 代码段。
数据段:E标志位=1,向下拓展,E标志位=0向上拓展.
向上拓展与向下拓展:
向上拓展,可以访问的段范围是:Base到Base+Limit 之间. 现在操作系统都采用向上拓展
向下拓展,可以访问的段范围是:小于Base 或 大于Base+Limit
代码段:C标志位=1,一致代码段,C标志位=0,非一致代码段.
一致代码段与非一致代码段:
一致代码段，可以让三环的权限访问零环的代码，现在操作系统都采用非一致代码段。
难道这就意味着如果将段描述符改为一致代码段，那么三环可以访问零环吗？当然不可以，因为现在操作系统采用段页机制，即使过了段保护，也会存在页保护让你禁止访问。
如果S位==0,那么此时为系统段,将会引出:调用门,中断门,陷阱门,任务门,TSS表和IDT表等概念.
任务门(task gate)
当中断信号发生时，必须取代当前进程的那个进程的TSS选择符存放在任务门中。
中断门(interruptgate)
包含段选择符和中断或异常处理程序的段内偏移量.当控制权转移到一个适当的段时，处理器 清IF标志，从而关闭将来会发生的可屏蔽中断.
陷阱门(Trap gate)
与中断门相似，只是控制权传递到一个适当的段时处理器不修改IF标志.
D/B位
该位对于数据段和代码段有着不同的含义，但大体都是与位数大小有关。比如，如果我们使用32位操作系统，一次操作32位，又如何切换到对16位的操作，根本上就是使用这个位。
1）代码段CS：在32位操作系统下，如果DB == 1，则采用32位寻址方式，如果操DB==0,则采用16位寻址方式.
好比汇编代码加上了0x66前缀:
机器码 :50 对应的汇编代码 push eax
机器码 :66 50 对应的汇编代码 push ax
2）数据段：该段作用与不同的数据段其含义不同。
(1) 当特殊情况下,会把数据段ds的段描述符加载到ss段,这种情况下SS的短描述符属性,实际上是DS的,属于数据段描述符,只是放在了ss段中.
mov ax,ds
mov ss,ax
此时,当使用 PUSH POP CALL RETN,类似这种能够改变堆栈指针esp值的代码:
SS段: DB == 1 ，被修改的是 esp
DB == 0 ，被修改的是 sp
3) 当DS数据段处于,向下拓展的时候: (其实没啥用,因为Windows,根本都是向上拓展,向下拓展的方式根本就没用过...所以...)
DB=1,段上限为4GB
DB=0,段上限为64KB
段权限检查:
1）三个概念：
（1）RPL（Request Privilege Level） 请求特权级别，段选择子的后两位。
（2）DPL（Descriptor Privilege Level） 段描述特权级别，13位与14位。
（3）CPL（Current Privilege Level）当前特权级别，当前工作在CSSS段的RPL,我们称之为CPL。
2）权限检查：
简单解释下上面的概念就很好理解，像 mov ,eax,3bh ; mov ds,eax 。 这种就会进行有关段权限检查，如果不通过赋值会失败。
首先，CPL表示当前工作的环境（0环或3环），如果CPL为3环，其段选择子后两位不可能为0（不用访问，请求都请求不了）。
而即使你生成请求，其还会和段描述符中的DPL校验，如果校验不通过，你依然无法生成。