为什么gdb中的数据段寄存器总是空的？
为什么数据段寄存器（ds/es/fs/gs）在GDB中总是显示为0x0？例如，无论我看哪个进程或线程，“info reg”似乎总是给我这样的输出：
cs 0x33 51
ss 0x2b 43
ds 0x0 0
es 0x0 0
fs 0x0 0
gs 0x0 0
我正在尝试调试glibc代码，在我正在分解的函数中看到fs段前缀：
(gdb) disas __lll_lock_wait
Dump of assembler code for function __lll_lock_wait:
0x000000302800e240 <+0>: push %r10
0x000000302800e242 <+2>: push %rdx
0x000000302800e243 <+3>: xor %r10,%r10
0x000000302800e246 <+6>: mov $0x2,%edx
0x000000302800e24b <+11>: xor $0x80,%esi
0x000000302800e251 <+17>: and %fs:0x48,%esi
0x000000302800e259 <+25>: cmp %edx,%eax
0x000000302800e25b <+27>: jne 0x302800e264 <__lll_lock_wait+36>
0x000000302800e25d <+29>: mov $0xca,%eax
我知道这就是glibc将如何引用线程的TCB（tcbhead_t）来获取TLS和其他重要内容。所以这不是意味着每个线程都需要一个唯一的描述符条目吗？每个线程不应该对fs寄存器有一个唯一的值吗？我甚至不相信0x0是一个有效的选择器，因为TI（表指示符）位将指示GDT，我认为没有有效的0 GDT条目。
我知道我一定错过了一些明显的东西，有人知道是什么吗？
环境： CentOS 6.6，x86_64
共有3个答案
我认为这是由内核完成的：检查函数start\u thread\u common（），然后您将发现以下内容：
loadsegment(fs, 0);
loadsegment(es, _ds);
loadsegment(ds, _ds);
load_gs_index(0);
对于x86 64，\u ds为0。为什么\u ds是0，因为它完全无用。以下内容摘自Intel SDM v3。
3.2.4 IA-32e模式下的分割
在Intel 64体系结构的IA-32e模式下，分段的效果取决于处理器是在兼容模式下运行还是在64位模式下运行。在兼容模式下，分段功能与使用传统的16位或32位保护模式语义一样。在64位模式下，通常（但不是完全）禁用分段，从而创建一个平坦的64位线性地址空间。处理器将CS、DS、ES、SS的段基址视为零，创建一个等于有效地址的线性地址。FS和GS段是例外。这些段寄存器（保存段基址）可以用作线性地址计算中的附加基址寄存器。它们有助于处理本地数据和某些操作系统数据结构。
那么，这难道不意味着每个线程都需要一个唯一的描述符条目吗？
对
每个线程的fs寄存器不应该有唯一的值吗？
否。fs寄存器的值是相同的，但它指向的内存在每个线程中都不同。请参阅手册页和在GLIBC source中设置此选项的代码。
每个线程的fs寄存器不应该有唯一的值吗？
不，每个线程都需要一个唯一的FS段库，但是不是要求每个可能的库都有一个LDT或GDT条目，而是有一种机制，内核可以简单地直接在内部段描述符中设置FS基地址，而无需使用较慢的mov fs， eax指令加载整个段描述，包括权限和其他内容。
标准机制是编写MSR（模型特定寄存器）；请参阅有关linux x86 64中MSR\U GS\U BASE的详细信息。
英特尔自IvyBridge以来一直支持FSGSBASE功能，但显然Linux只是最近才利用wrfsbase指令，它比WRMSR方法更快。看见https://lwn.net/Articles/769355/.
除了比wrmsr更快之外，wrfsbase还增加了内核可以让用户空间执行它的功能，因此用户空间中的VM（如Java）可能会利用它，而不需要为始终具有特权的WRMSR指令进行系统调用。
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