1、DPL,RPL,CPL 之间的联系和区别是什么？RPL和CPL是必须相同吗？如果相同，为什么要釆用两个而不改用一个呢？
答：特权级是保护模式下一个重要的概念，CPL，RPL和DPL是其中的核心概念，查阅资料无数，总结如下：
简单解释：
CPL是当前进程的权限级别(Current Privilege
Level)，是当前正在执行的代码所在的段的特权级，存在于cs寄存器的低两位。
RPL说明的是进程对段访问的请求权限(Request Privilege
Level)，是对于段选择子而言的，每个段选择子有自己的RPL，它说明的是进程对段访问的请求权限，有点像函数参数。
而且RPL对每个段来说不是固定的，两次访问同一段时的RPL可以不同。RPL可能会削弱CPL的作用，例如当前CPL=0的进程要访问一个数
据段，它把段选择符中的RPL设为3，这样虽然
它对该段仍然只有特权为3的访问权限。
DPL存储在段描述符中，规定访问该段的权限级别(Descriptor Privilege
Level)，每个段的DPL固定。当进程访问一个段时，需要进程特权级检查，一般要求DPL >= max {CPL,
RPL}。下面打一个比方，中国官员分为6级国家主席1、总理2、省长3、市长4、县长5、乡长6，假设我是当前进程，级别总理
（CPL=2）,我去聊城市(DPL=4)考察(呵呵),我用省长的
级别(RPL=3
这样也能吓死他们:-))去访问,可以吧，如果我用县长的级别，人家就不理咱了(你看看电视上的微服私访，呵呵)，明白了吧！为什么采用RPL，是考虑到
安全的问题，
就好像你明明对一个文件用有写权限，为什么用只读打开它呢，还不是为了安全！
1). CPL要通过门(中断门，陷阱门，任务门，调用门)访问一个GDT中的描述符，必须有如下关系：
CPL <= DPL
(门): 当前运行级不能低于门，如果是外部中断或CPU异常会免去这一判断
CPL >= DPL
(描述符)：门只能是用于保持或提升运行级别，因此GDT的描述符中的DPL均为0。如果有提升，则需要进行堆栈切换，如下：
运行级别不变的堆栈值：
eflag
cs
eip
error code
运行级别改变的堆栈值：
ss
esp
eflag
cs
eip
error code
2).
各个门的DPL解释：
中断门:
用于硬件中断，DPL为0，不允许用户态直接使用int指令访问，硬件中断免去这一判断，因此可以在用户态响应中断，见set_intr_gate。
DPL0
陷阱门:
用于CPU异常，DPL为0，不允许用户态直接使用int指令访问，硬件中断免去这一判断，因此可以在用户产生CPU异常，见
set_trap_gate。
DPL3陷阱门:
用于系统调用，DPL为3，允许用户态直接使用int指令访问，这样才能通过int80访问系统调用，只有80号向量属于此门，见
set_system_gate。
调用门: DPL为3，允许用户态访问，和LDT一起使用，用于特殊场景，见set_call_gate。
全面解释：
RPL是段选择子里面的bit 0和bit 1位组合所得的值,但这里要首先搞清楚什么是段选择子，根据Intel
的文件（IA- 32 IntelR Architecture Software Developer's Manual,
Volume 3System Programming Guide）它是一个16Bit identifier （原文：A segment
selector is a 16- bit identifier for a segment）. 但 identifier 又是什么.
identifier 可以是一个变数的名字 ( An identifier is a name for variables),
简单的说它可以就是一般意义的变数. 这里 16- bit identifier for a segment 可以就是一
个一般意义的16bit变数但同时要求对它的值解释的时候必须跟据Intel定下的规则---也就是bit 0和bit
1位的组合值就是RPL等等… 因此在程序里如果有需要的话你可以声明一个
或者多个变数来代表这些段选择子，这样的话你的程序在某一时刻就可以有很多段选择子，当然有那么多段选择子就有那么多RPL.可以这样说程序有
多少个是RPL是你怎样看待你自
己声明的变数. |
程序的CPL(CS.RPL)是CS register 里bit 0和bit 1
位组合所得的值.在某一时刻就只有这个值唯一的代表程序的CPL.
注：CS.RPL代表CS积存器中的Register Privilege Level,并不是一般所说的Request Privilege
Level.
而DPL是段描述符中的特权级, 它的本意是用来代表它所描述的段的特权级.
一个程序可以使用很多段(Data，Code，Stack)也可以只用一个code段等．在正常的情况下当程序的环
境建立好后，段描述符都不需要改变-----当然DPL也不需要改变．
一、对数据段和堆栈段访问时的特权级控制：
要求访问数据段或堆栈段的程序的CPL≤待访问的数据段或堆栈段的DPL，同时选择子的RPL≤待访问的数据段或堆栈段的DPL，即程序访问数
据段或堆栈段要遵循一个准则：只有相
同或更高特权级的代码才能访问相应的数据段 (这样才能保护数据不被随意更改，注意这里仅仅是数据段和堆栈段！).
这里，RPL可能会削弱CPL的作用，访问数据段或堆栈段时，
默认用CPU和RPL中的最小特权级去访问数据段，所以max {CPL, RPL} ≤ DPL，否则访问失败。
二、对代码段访问的特权级控制（代码执行权的特权转移）：
让我们先来记一些“定律”：
所有的程序转跳，CPU都不会把段选择子的RPL赋给转跳后程序的CS.RPL.
(段选择子不过是一个给CPU的"引导"作用,具体讲解请各位看官浏览下我前面的保护模式下寻址 , 段选择
子在完成了引导作用后的工作就是进程跟新的段的瓜葛了，CPU与代码如何如何那跟段选择子一点儿都没有关系，所以段选择子的RPL不会给
CPL，记住，段选择子仅仅一个引导而已
！)
转跳后程序的CPL(CS.RPL)只会有下面的俩种可能
转跳后程序的CPL(CS.RPL) = 转跳前程序的CPL(CS.RPL)
或转跳后程序的CPL(CS.RPL)
= 转跳后程序的CodeDescriptor.DPL
以 Call 为例(只能跳到等于当前特权级或比当前特权级更高的段)：
怎样决定这两种选择，这就要首先知道转跳后程序的段是一致代码段还是非一致代码段.其实也很简单，规则如下：
如果能成功转跳到一致代码段, 转跳后程序的CPL(CS.RPL) =
转跳前程序的CPL(CS.RPL)，(转跳后程序的CPL继承了转跳前程序的CPL, 一致一致，翻译时一致含义就是这个意思！)
如果能成功转跳到非一致代码段,
转跳后程序的CPL(CS．RPL) ＝转跳后程序的Descriptor.DPL。(转跳后程序的CPL变成了该代码段的特权级.我在前面提到DPL是
段描述符中的特
权级, 它的本意是用来代表它所描述的段的特权级)
怎样才能成功转跳?
这里有四个重要的概念：
1)．段的保护观念是高特权级不找低特权级办事，低特权级找高特权级帮忙，相同的一定没问题.(这样想逻辑是没
错，事实对不对就不知道.) 也就是县长不找乡长，乡长不求农
民，反过来农民求乡长，乡长找县长.这个概念是最重要的。
2) 一致代码段的意义:
让客人很方便的利用主人(一致代码段)的东西为自己办事.但客人这身份没有改变
NewCS.RPL=OldCS.RPL所以只能帮自己办事。比方说乡长有一头牛，农民
可以借来帮自己种田，但不能种别人的田.但是如果你是乡长当然可以种乡里所有的田。
3)
非一致代码段的意义：主人(非一致代码段)可以帮客人但一定是用自己的身份 NewCS.RPL=
DestinationDescriptorCode.DPL这里可能有安全的问题, 搞不好很容易农民变县长
。主人太顽固了一定要坚持自己的身份，有什么方法变通一下，来个妥协好不好。好的，它就是RPL的用处。
4) RPL:
它让程序有需要的时候可以表示一个特权级更低的身份Max(RPL,CPL)而不会失去本身的特权级CPL(CS.RPL)，有需要的时候是指要检查身份
的时候。事实上RPL跟段本身的
特权级DPL和当前特权级CPL没有什么关系,因为RPL的值在成功转跳后并不赋给转跳后的CS.RPL。
还是要问怎样才能成功转跳啦?这里分两种情况：
普通转跳（没有经过Gate
这东西）：即JMP或Call后跟着48位全指针（16位段选择子+32位地址偏移），且其中的段选择子指向代码段描述符，这样的跳转称为直接（普通）跳
转。
普通跳转不能使特权级发生跃迁，即不会引起CPL的变化，看下面的详细描述：
目标是一致代码段：
要
求：CPL(CS.RPL)>=DestinationDescriptorCode.DPL ，其他RPL是不检查的。
转跳后程序的
CPL(NewCS.RPL) = 转跳前程序的CPL( OldCS.RPL)
上面的安排就是概念１，２的意思(底特权的CPL找到了高特圈的
DPL办事，一致么，自然CPL不会变了)，此时，CPL没有发生变化，纵使它执行了特权级（DPL）较高的代码。若访问
时不满足要求，则发生异常。
目标是非一致代码段：
要求：CPL(CS.RPL)=DestinationDescriptorCode.DPL AND
RPL≤CPL(CS.RPL)
转跳后程序的CPL(NewCS.RPL) = DestinationDescriptorCode.DPL
上
面的安排就是概念３的意思和部分１的意思----主人(一致代码段)只帮相同特权级的帮客人做事。因为前提是CPL=DPL，所以转跳后程序的
CPL(NewCS.RPL) =
DestinationDescriptorCode.DPL不会改变CPL的值，特权级(CPL)也没有发生变化。如果访问时不满足前提
CPL=DPL，则引发异常。
通过调用门的跳转：当段间转移指令JMP和段间转移指令CALL后跟着的目标段选择子指向一个调用门描述符时，该跳转就是利用调用门的跳转。这
时如果选择子后跟着32位的地址偏
移，也不会被cpu使用，因为调用门描述符已经记录了目标代码的偏移。使用调门进行的跳转比普通跳转多一个步骤，即在访问调用门描述符时要将描
述符当作一个数据段来检查访
问权限，要求指示调用门的选择子的
RPL≤门描述符DPL，同时当前代码段CPL≤门描述符DPL，就如同访问数据段一样，要求访问数据段的程序的CPL≤待访问的数据段的DPL，同时
选择子的RPL≤待访问的数据段或堆栈段的DPL。只有满足了以上条件，CPU才会进一步从调用门描述符中读取目标代码段的选择子和地址偏移，
进行下一步的操作。
从调用门中读取到目标代码的段选择子和地址偏移后，我们当前掌握的信息又回到了先前，和普通跳转站在了同一条起跑线上（普通跳转一开始就得到了目标代码的
段选择子
和地址偏移），有所不同的是，此时，CPU会将读到的目标代码段选择子中的RPL清0，即忽略了调用门中代码段选择子的RPL的作用。完成这一
步后，CPU开始对当前程序的CPL，目
标代码段选择子的RPL（事实上它被清0后总能满足要求）以及由目标代码选择子指示的目标代码段描述符中的DPL进行特权级检查，并根据情况进
行跳转，具体情况如下：
目标是一致代码段：
要求：CPL(CS.RPL)≥DestinationDescriptorCode.DPL
，RPL不检查，因为RPL被清0，所以事实上永远满足RPL≤DPL，这一点与普通跳转一致，适用于JMP和CALL。
转跳后程序的CPL(NewCS.RPL) = 转跳前程序的CPL( OldCS.RPL)，因此特权级没有发生跃迁。
目标是非一致代码段：
当用JMP指令跳转时：
要求：CPL(CS.RPL)＝DestinationDescriptorCode.DPL AND RPL<=
CPL(CS.RPL)（事实上因为RPL被清0，所以RPL≤CPL总能满足，因此RPL与CPL的关系在此不检查）。若不
满足要求则程序引起异常。转跳后程序的CPL(NewCS.RPL) = DestinationDescriptorCode.DPL
因为前提是CPL=DPL，所以转跳后程序的CPL(NewCS.RPL) =
DestinationDescriptorCode.DPL不会改变CPL的值，特权级也没有发生变化。如果访问时不满足前提CPL=DPL，则引
发异常。
当用CALL指令跳转时：
要求：CPL(CS.RPL)≥DestinationDescriptorCode.DPL（RPL被清0，不检查），若不满足要求则程序引起异常。
转跳后程序的CPL(NewCS.RPL) = DestinationDescriptorCode.DPL
当条件CPL=DPL时，程序跳转后CPL=DPL,特权级不发生跃迁；当CPL＞DPL时，程序跳转后CPL=DPL,特权级发生跃迁，这是我们当目前
位置唯一见到的使程序当前执行优先级
(CPL)发生变化的跳转方法，即用CALL指令+调用门方式跳转，且目标代码段是非一致代码段。
总结：以上介绍了两种情况的跳转，分别是普通跳转和使用调用门的跳转，其中又可细分为JMP跳转和CALL跳转，跳转成功已否是由CPL，RPL和DPL
综合决定的。所有跳转都是
从低特权级代码向同级或更高特权级（DPL）跳转，但保持当前执行特权级(CPL)不变，这里有点难于区别为什么说向高特权级跳转，又说特权级
没变，这里“高特权级”是指目标
代码段描述符的DPL，它规定了可以跳转到该段代码的最高特权级；而后面的CPL不变才真正说明了特权级未发生跃迁。我们可以看到，只有用
CALL指令+调用门方式跳转，且目标代
码段是非一致代码段时，才会引起CPL的变化，即引起代码执行特权级的跃迁，这是目前得知的改变执行特权级的唯一办法，如果各位读者还知道其他
方法请留言告诉我。
以上解释参考了OldLinux BBS的帖子
2、问：为什么全局描述符表GDT的第0项总是一个空描述符，而局部描述符表却不是这样？
答：首先让我们先来熟悉一下概念。一个任务（Task
）通常会涉及多个段，每个段需要一个描述符号来描述（当然不是绝对的一对一关系，一个段也可以由多个段描述符来对
应，视具体应用而定），为了便于组织管理，80386把描述符组织成线性表。由描述符组成的线性表称为描述符表。在80386中有三种类型的描
述符表（Descriptor Table），分别
是全局描述符表 GDT（Global Descriptor Table）,局部描述符表（Local Descriptor
Table）和中断描述符表 IDT（Interrupt Descriptor Table）。在整个系统中，全局描述
符表GDT和中断描述符表IDT只有一张，局部描述符表可以有若干张，每个任务可以有一张。
在实模式下，逻辑地址是由段基址和段内偏移构成的。保护模式下，规则发生了很大变化，虚拟地址空间（相当于逻辑地址空间）中存储单元的地址由段选择子和段
内偏移两部分组成，与实模式相比，段选择子代替了原来的段基址。从本质上来讲，段选择子最终还是要转化成段基址，那么选择子是如何转化为段基址的呢？让我
们来看看选择子的结构和用法：
段选择子长16位，其格式如上图所示。从图中可见，段选择子的高13位是描述符的索引值。所谓描述符索引是指描述符在描述符表中的序号。由于描述符总是8
个字节的，所以将描述符索引值逻辑左移3位即可得到对应描述符在描述符表中的偏移地址，再加上描述符表起始地址就可以确定描述符的位置，这算是一个小技
巧。段段选择子的第2位是引用描述符表指示位，标记为TI（Table
Indicator）,TI=0表示该选择子指示的是全局描述符表GDT中的描述符，TI=1表示该选择子指示的是局部描述符表LDT中的描述符。第0和
第1位称
为 RPL（Request Privilege
Level请求特权级），用于特权级控制，在上一个问题中有详细描述。通过段选择子，我们可以从GDT或
LDT中找到需要的段描述符，段描述符中存储着目标段的基址（起始地址），界限（段的范围）以及其他一些控制信息，由此，我们完成了段选择子到段基址的转
化。
到这里，我们似乎离开题目太远了，请不要急，我们惟有将基本的概念陈述清楚，才能将问题回答透彻，那么现在开始回答问题。
如前所述，描述符的线性表构成了GDT，LDT，IDT，这些描述符并非都是用来描述数据段或代码段的，有的可能用来指示一个任务，比如任务门描述符，用
于任务切换；有的用来指示子程序，比如调用门；还有的用来指示中断处理程序，如中断门、陷阱门等，当然，中断门和陷阱门只存在于IDT中。除此之外，由于
CPU把局部描述符表LDT也当作数据段来管理，所以要求每一个LDT都必须有相应的描述符存在于GDT中，暂且称之为LDT描述符。由此可见，GDT、
LDT和IDT是由各种不同种类的描述符排列构成的，他们的组成数据各不相同，作用也不同，唯一相同的是他们都是8字节的，都存于描述符表中，都用选择子
来定位（中断门和陷阱门用INT 指令后的数字来做描述符索引）。
前面说到GDT和IDT是整个系统一张，而LDT可以每个任务独占一长，用于存储每个任务私有的段的信息，所以当任务发生切换时，LDT也要随之切
换，CPU中专门用一个16位的寄存器LDTR来存储当前任务的LDT在GDT中的描述符的选择子，以此来定位当前任务的LDT。同时也存在这么一种情
况，那就是一个任务使用的所有段都是系统全局的，它不需要用LDT来存储私有段信息，因此，当系统切换到这种任务时，会将LDTR寄存器赋值成一个空（全
局描述符）选择子，选择子的描述符索引值为0，TI指示位为0，RPL可以为任意值，用这种
方式表明当前任务没有
LDT。这里的空选择子因为TI为0，所以它实际上指向了GDT的第0项描述符，第0项的作用类似于C语言中NULL的用法，它虽然是一个描述符，但却只
起到到了标志的作用，规定GDT的第0项描述符为空描述符，其8个字节全为0，就是这个原因。如果把前面的空描述符选择子的TI位改为1，使之指向LDT
中的0号描述符，这样的选择子就不是空选择子，它指向的LDT中的0号描述符是可以正常使用的，也就是LDT中没有空描述符一说。
