0x01 短调用与长调用
在会汇编中，JMP指令可以实现EIP的跳转，同样通过JMP FAR可以实现段间的跳转。但是在通常情况下，用跳转的情况还是比较少的，往往都是用CALL进行调用为主。如果要实现跨段的调用就必须要学习CALL FAR，也就是长调用。CALL FAR 比 JMP FAR 要复杂，但同样的，JMP并不影响堆栈，但CALL指令会影响。
短调用
指令格式：
CALL 立即数 / 寄存器 / 内存
# 发生改变的寄存器：ESP EIP
短调用也是我们平常最常见的call，比如在某函数中调用本程序定义的另一个函数，一般都是用这种短调用实现的
长调用（跨段不提权）
指令格式：
CALL CS:EIP（EIP是废弃的）
# 发生改变的寄存器：ESP EIP CS，返回时使用retf恢复状态
长调用（跨段提权）
指令格式：
CALL CS:EIP（EIP是废弃的）
# 发生改变的寄存器：ESP EIP CS SS
注意：长调用执行后，堆栈已经不是原来的堆栈，而是0环的堆栈（ESP0），当返回时，需要用retf指令恢复状态
总结
-
CS的权限一旦改变，SS的权限也要随着改变，CS与SS的等级必须一样。所以跨段调用时，一旦有权限切换，就会切换堆栈
-
对于非一致性代码的成功转移，CPL被目的代码的DPL刷新，会引起堆栈切换；对于一致性代码，虽然允许低特权级向高特权级进行跳转，但因为CPL不会刷新（用户态仍为用户态），所以SS也不会切换。
-
JMP FAR 只能跳转到同级非一致代码段，但CALL FAR可以通过调用门提权，提升CPL的权限
那么SS与ESP是从哪里来的？参见 Windows保护模式学习笔记（3）—— 任务状态段与任务门
0x02 调用门
前面我们介绍过，一致代码段低级别的程序可以在不提升CPL权限等级的情况下进行访问，并且不会破坏内核态的数据。但是如果是非一致代码段，是禁止不同级之间进行访问的。那如果这个时候一定要访问非一致代码段（普通代码段），必须通过"调用门"等方式提升CPL权限。
调用门用于在不同特权级之间实现受控的程序控制转移，通常仅用于使用特权级保护机制的操作系统中。本质上，它只是一个描述符，一个不同于代码段和数据段的描述符，可以安装在GDT或者LGT中，但是不能安装在IDT（中断描述符表）中。它主要是定义了目标代码对应段的选择子、入口地址的偏移和一些属性等。
指令格式：
CALL CS:EIP(EIP是废弃的)
执行步骤：
- 根据CS的值查GDT表，找到对应的段描述符 这个描述符是一个调用门
- 在调用门描述符中存储另一个代码段的段选择子
- 段选择子指向的段 段.Base + 偏移地址 就是真正要执行的地址（注意：这里的偏移地址是门描述符内的偏移地址，即门描述符的低四字节的0-15位 ）
门描述符
结构跟代码段以及数据段描述符大不相同，门描述符结构如下
S位: 表示描述符的类型。1 数据段和代码段描述符；0 系统段描述符和门描述符。因此门描述符的S位必为0
Type域： 当S位为0，Type域为1100时，该描述符才为门描述符
Segment Selector： 低四字节的16~31位是决定 调用的代码存在于哪个段 的 段选择子
offset in segment：低四字节的0-15位是决定跳转位置的段内偏移
当长调用执行时，真正要执行的代码地址 = 门描述符中段选择子所指向的代码段的Base + 门描述符高四字节的16~31位 + 门描述符低四字节的0~15位
调用门权限检查
通过调用门进行程序的转移控制时，CPU会检查以下这几个字段：
- 当前代码段的CPL；
- 调用门描述符中的DPL；
- 调用门描述符中的RPL；
- 目的代码描述符的DPL；
- 目标代码段描述符中的一致性标志C（一致与非一致下面会提到）。
如下图：
并且调用门的权限检查对于call和jmp指令，因为jmp指令不可用调用门提升CPL，所以有着不同的优先级检查规则的：
-
对call来说：当前CPL<=调用门描述符DPL，RPL<=调用门描述符DPL，当前CPL>=目的代码段描述符DPL；
-
对jmp来说：除了跟call的 “当前CPL<=调用门描述符DPL，RPL<=调用门描述符DPL” 一样外，如果目的代码段的一致的话，CPL>=目的代码段的DPL，而如果目的代码段是非一致的话，CPL=目的代码段的DPL。
0x03 中断门&陷阱门
中断门、陷阱门与调用门有大量的相似之处，学习调用门是为了更好的理解中断门与陷阱门
中断
在介绍中断描述符和中断门之前有必要先来解释一下中断的概念。（这里对中断只是一个笼统的介绍，主要目的是对中断门的学习，关于中断与异常，详见Windows保护模式学习笔记（6）—— 中断与异常）
中断，即指当出现需要时，CPU暂时停止当前程序的执行转而执行处理新情况的程序和执行过程。即在程序运行过程中，系统出现了一个必须由CPU立即处理的情况，此时，CPU暂时中止程序的执行转而处理这个新的情况的过程就叫做中断。
比如：除零（0号中断）、断点（3号中断）、系统调用（2e号中断）、以及异常处理等都会引发中断，所以自然需要相应的中断例程去进行处理。这样操作系统就会用数据结构来维护这些中断例程，这个数据结构就是IDT（Interrupt Descriptor Table）。
中断描述符表（IDT）
IDT（Interrupt Descriptor Table）即中断描述符表，其存储着中断与异常的处理程序。IDT同GDT一样，IDT也是由一系列描述符组成的，每个描述符占8个字节，但要注意的是，IDT表中的第一个元素不是NULL。GDT有GDTR寄存器保存GDT表的入口地址，IDT也有着IDTR寄存器保存它的入口地址，IDTL则存储着IDT表边界的偏移值。从偏移值0x7FF可以看出，IDT表总长为2048字节。
IDT表的每个表项长8字节，其中每一项也称为“门描述符”，之所以这样称呼，是因为IDT表项的基本用途就是引领CPU从一个空间到另一个空间去执行，每个表项好像是一个空间到另一个空间的大门。IDT表中可以包含以下3种门描述符：
-
任务门描述符：用于任务切换，里面包含用于选择任务状态段（TSS）的段选择子。可以使用JMP或CALL指令通过任务门来切换到任务门所指向的任务，当CPU因为中断或异常转移到任务门时，也会切换到指定任务。
-
中断门描述符：用于描述中断例程的入口。
-
陷阱门描述符：用于描述异常处理例程的入口。
以下为三种门描述符的内存布局：
中断门（Interrupt Gate） 与陷阱门（Trap Gate）的区别
这二者直接几乎没有区别，唯一的区别在于中断门执行时，会将IF标志位清零，但陷阱门不会。IF是中断允许标志位，它用来控制8086是否允许接收外部中断请求。若IF=1，8086能响应外部中断，反之则屏蔽外部中断。这样的设计使得通过陷阱门进入的服务程序运行嵌套中断，而中断门进入的服务程序不允许嵌套中断的发生。
PS：这里说的IF=0时屏蔽的中断是 可屏蔽中断 ，还有一些中断是不可屏蔽的。比如程序正在运行时，我们通过键盘敲击了锁屏的快捷键，若IF位为1，CPU就能够接收到我们敲击键盘的指令并锁屏；然而断电时，电源会向CPU发出一个请求，这个请求叫作不可屏蔽中断，此时不管IF位是否为0，CPU都要去处理这个请求
