第5章 了解Flags
在这一章里，我们来好好地了解eflags寄存器，它看似简单，其实还真的不像想象中那样简单。
Flags？Eflags？Rflags？它到底是多少位的？
在x86/x64上，除非使用Pentium 4和Athlon 64之前的处理器，否则Flags都应该被扩展为64位，因为从AMD的Athlon64处理器和Intel后期的Pentium 4处理器开始，都支持x86-64技术，后来慢慢将x86-64体系称为x64以对应于x86。
pushf ； 压入16位的flags（低16位） pushfd ； 压入32位的eflags（低32位） pushfq ； 压入64位的rflags
因此在x64机器统称为rflags似乎更合适，可是在legacy mode里flags还是被称为eflags。在上面的使用中，PUSHF是压入低16位，PUSHFD是压入低32位，而PUSHFQ是压入全部的64位。
它们的Mnemonic形式不同，可是opcode码是一样的，压入多少取决于operandsize（操作数的大小），在16位的operand size下，压入16位，在32位的operand size下，压入32位，在64位的operand size下，压入的是64位。与PUSHF/D/Q指令相对应的是POPF/D/Q指令，它们在助记符上有着同样的意义。
上面是32位下的eflags寄存器，在64位下的rflags寄存器高32位为保留位。按Intel的分类，在eflags寄存器里可以分为status flags（状态标志位）、control flags（控制标志位）和system flags（系统标志位）。
控制标志位
control flags只有一个DF（Direction Flags）标志位（bit10），它使用在LODSx，STOSx，MOVSx，SCASx，OUTSx，以及INSx这类串指令，指示串指令的指针方向。
DF标志所表达的意思是（以movsb指令为例）在一个循环里：
if （eflags.DF == 0）
{
buffer[edi++]=source[esi++]； /* 指针 edi 和 esi 都是递增 */
}
else if （eflags.DF == 1）
{
buffer[edi--]=source[esi--]； /* 指针 edi 和 esi 都是递减 */
}
当DF=0时，串指令中的edi和esi寄存器加1递增，DF=1时，edi和esi寄存器减1递减。在递增的情况下，源串和目标串指针应该指向起始点；在递减的情况下，源串和目标串指针应该指向终止点，这是软件设计者的职责。
5.1 Eflags中的状态标志位
status flags包括：OF（溢出标志），SF（符号位标志），ZF（零标志），AF（调整位标志），CF（进位标志），以及PF（奇偶位标志）。这些标志位反映了指令执行结果的状态值。
PF标志位
指令判断结果值的最低字节（byte 0），而设置相应的PF标志位，如下所示。
当最低字节（byte 0）中位为1值的数量是偶数PF标志被置位，否则被清0。
AF标志位
当运算时bit 3发生向上进位或借位时，AF标志被置位。AF标志位使用在BCD码的运算指令上，如下面使用AF标志位的例子。
mov al，8 ； al=0000 1000B mov bl，9 ； bl=0000 1001B add al，bl ； al=0001 0001B，AF标志为1 aaa ； 使用 AF 标志进行调整，AX的结果是：00000001 00000111B
在上面的8+9式子里，bit 3向bit 4进1位，AF标志为1。AAA指令根据AF标志进行调整后，AX的值变成0107H（BCD码形式）。
5.1.1 signed数的运算
status flags标志位中有一部分用于表达signed（符号）数运算结果的状态，一部分用于表达unsigned（无符号）数运算结果的状态。而ZF标志位可以使用在signed和unsigned数上。
signed数运算中使用的标志位有：OF（溢出）标志和SF（符号）标志。
5.1.1.1 溢出位和符号位的产生
对于signed（符号数）的溢出，有两种情况。
① overflow（向上溢出）：当结果值超出signed数的最大值时产生overflow。
② underflow（向下溢出）：当结果值超出signed数的最小值时产生underflow。
当结果产生overflow或underflow时会对OF标志位置位。
overflow的产生
我们看看下面的2个正数相加的式子，为了计算方便，以4位的signed数为例。
- 式子1：7+6。
- 式子2：3+4。
如上面所示：式子2的运算是正确的。而在式子1中的+7与+6相加里，结果值却是-2，显然这是错误的。因为这个4位符号数的结果值超出了正数最大值7，而产生了overflow。因此，在这个计算结果中eflags.OF=1（溢出标志被置位），eflags.SF=1（符号标志位被置位）。
记录下来：两个正数相加，结果为负数时，产生了overflow。
underflow的产生
同样以4位数为例，再看看2个负数相加的式子。
- 式子1：（-4）+（-8）
- 式子2：（-4）+（-1）
在式子1中：（-4）+（-8）=（+4）两个负数相加结果为正数，显然是错误的。4位数的负数最小值是-8，而-4加上-8的值应为-12，它也超出了4位符号数的最小值，产生了underflow，这时eflags.OF=1，eflags.SF=0。
式子2中：（-4）+（-1）=（-5）这个值是正确的，这时eflags.OF=0，eflags.SF=1。值得注意的是，在这两个式子中都产生了进位。因此这两个式子中，CF标志位也被置位。
记录下来：两个负数相加，结果为正数时，产生了underflow溢出。
那么，当正数和负数相加时，情况又如何呢？
上面的2个正数与负数相加的式子中，它们的值都是正确的，OF标志都为0（没有溢出）。式子1中SF标志为0，式子2中的SF标志为1。
记录下来：正数和负数相加，不会产生溢出。
OF标志和SF标志也将影响到条件指令的执行，在x86上有下面几类条件指令族：Jcc指令家族，SETcc指令家族，LOOPcc指令家族，以及CMOVcc指令家族。这些指令助记符中cc代表一个条件码助记符。
5.1.1.2 signed数的比较操作
上面的OF、SF及ZF标志都用于signed数的比较。在执行cmp指令比较时，是对两个数进行相减操作，将比较的结果反映在标志位上。
-1>-2？4>-6？这两个比较式子如何反映在标志位上？
计算（-1）-（-2）和（4）-（-6）的结果，从eflags标志位上获得比较结果，如下所示。
在式子1中，-1减-2的结果是SF、OF以及ZF标志位都是0；式子2中，+4减-6的结果产生了overflow，因此OF标志与SF标志都为1。
对于这两个比较式子，我们知道前面的数都大于后面的数，因此得到的结论如下。
记录下来：当OF==SF时，比较结果是大于。
再看看-1>2和-3>6这两个比较式子，我们知道前面的数都小于后面的数，那么标志位上是什么呢？
在式子2的计算中，由于负数减正数结果值为正数而产生了underflow，因此OF标志被置位。可以看出，这两个式子中，ZF为0，SF与OF标志位都不相等。我们得到的结论是：
记录下来：当OF<>SF时，比较结果是小于。
signed数的条件码
基于SF标志、OF标志，以及ZF标志位，下面是用于signed数的条件码。
G （greater） ：OF == SF 并且 ZF=0 L （less） ：OF <> SF GE （greater or euqal） ：OF == SF LE （less or equal） ：OF <> SF或者ZF=1
在GE（大于等于）的情况下只需要判断OF是否等于SF标志，无论ZF是否为零都满足条件。而在L（小于）的情况下只需要判断OF不等于SF标志就可以了，也不需要判断ZF标志。
5.1.2 unsigned数的运算
ZF标志和CF标志被用在与unsigned数相关的运算里，在unsigned数的相关比较中不会使用OF和SF这两个标志位。
在x86上，尽管对于数的运算，指令会同时依据unsigned和signed数的结果对OF、SF、CF，以及ZF、AF和PF做相应的设置。可是，在unsigned与singed数与条件相关的指令中会做出相应的区分。
5.1.2.1 进位标志的产生
在相加运算中，由于向前进位而使用CF标志置位。在相减运算中，由于向前借位也会使CF标志置位。
-4加-8产生了进位，+4减-6产生了借位，这两个计算结果都会使CF标志置位。
5.1.2.2 unsigned数的比较及条件码
当unsigned数相减时，如果不够减则会产生借位（eflags.CF=1），表明是小于关系。下面是用于unsigned数的条件码。
A （Above） ：CF=0并且ZF=0 B （below） ：CF=1 AE （Above or euqal） ：CF=0 BE （below or equal） ：CF=1或者ZF=1
这与signed数的情形类似，AE（高于等于）和B（低于）的比较中都无需判断ZF标志。
5.2 IOPL标志位
eflags有两个位来表示IOPL（I/O Privilege Level）标志位，指示访问I/O地址空间所需要的权限，这个值仅在CPL=0权限下可以修改。IOPL标志还将影响到IF标志位，IF标志在具有IOPL所规定的权限内能被修改。
只有当CPL=0时，可以改变IOPL的值，当CPL<=IOPL时，可以改变IF标志位。
改变IOPL值可以使用popfd指令和iret指令，IF标志位还有专门的指令开/关中断：sti和cli指令。当使用popfd指令进行修改时，没有足够的权限时不能修改其值，但是并不会产生异常。
实验5-1：尝试改变IOPL和IF标志位
由于需要权限的改变，在我们的实例中，需要开启保护模式才能完成实验，因此，我们在setup.asm模块（common\setup.asm）里开启了保护模式，并没有使用分页机制。并在protected.asm模块里（topic05\ex5-1\protected.asm）进行这些实验。
代码清单5-1（topic05\ex5-1\protected.asm）：
pushfd ； get eflags
or DWORD [esp]，0x3000 ； 将 IOPL=3
popfd ； modify the IOPL
... ...
； 进入 ring 3 完成实验
push user_data32_sel | 0x3
push esp
push user_code32_sel | 0x3
push DWORD user_entry
retf
... ...
pushfd ； get eflags
and DWORD [esp]，0xffffcfff
or DWORD [esp]，0x0200 ； 尝试将 IOPL 改为 0，IF 改为 1
popfd ； 修改 eflags
在ring 3里尝试同时改变IOPL和IF的值，完整的源码在topic05\ex5-1\目录下。
上面这是在VMware里的测试结果（在真机下情况一样），结果显示：在CPL=0下将IOPL的权限改为3级，在CPL=3下，IF标志可以改为1（CPL<=IOPL），而IOPL的值不变（需要0级权限）。
I/O Bitmap
IOPL控制着程序的I/O地址空间访问权，只有在足够的权限下才能访问I/O地址，否则会产生#GP异常。其实这话说得不太完整，还与I/O位图相关。
如果当前CPL>IOPL（值大于），在TSS段中的I/O Bitmap有最后的决定权！
是的！即使当前运行的权限低于IOPL所规定的权限，也可以在TSS中的I/O Bitmap对某些port进行设置，达到可以访问I/O地址空间。当CPL>IOPL时，对port的I/O访问处理器将检查I/O Bitmap中相应的port位以决定这个I/O访问是否违例，当CPL<=IOPL时则无须检查I/O Bitmap。
I/O Bitmap中的每个bit对应于一个port，当这个bit被置位时（设为1），程序对port无访问权。当这个bit被清0时，port是可以访问的。
实验5-2：利用I/O Bitmap的设置来决定I/O空间访问权
为了完成这个实验，我们在TSS段中加入了I/O Bitmap（I/O位图），对common\setup.asm源码进行了相应的改动！原来是没有I/O Bitmap的。
同时，我们在protected.asm文件里增加了一个函数，用来设置I/O Bitmap的值，下面是这个函数的源码。
代码清单5-2（topic05\ex5-2\protected.asm）：
；--------------------------------------------------------
； set_IO_bitmap（int port，int value）：设置 IOBITMAP 中的值
； input：
； esi - port（端口值），edi - value 设置的值
；---------------------------------------------------------
set_IO_bitmap：
jmp do_set_IO_bitmap
GDT_POINTER dw 0
dd 0
do_set_IO_bitmap：
push ebx
push ecx
str eax ； 得到 TSS selector
sgdt [GDT_POINTER] ； 得到 GDT base
and eax，0xfffffff8
add eax，[GDT_POINTER+2]
mov ebx，[eax+4]
and ebx，0x00ff
shl ebx，16
mov ecx，[eax+4]
and ecx，0xff000000
or ebx，ecx
mov eax，[eax] ； 得到 TSS descriptor
shr eax，16
or eax，ebx
movzx ebx，WORD [eax+102]
add eax，ebx ； 得到 IOBITMAP
mov ebx，esi
shr ebx，3
and esi，7
bt edi，0
jc set_bitmap
btr DWORD [eax+ebx]，esi ； 清位
jmp do_set_IO_bitmap_done
set_bitmap：
bts DWORD [eax+ebx]，esi ； 置位
do_set_IO_bitmap_done：
pop ecx
pop ebx
ret
我们做实验的代码如下。
代码清单5-3（topic05\ex5-2\protected.asm）：
；； 测试1：读 port 0x21
in al，MASTER_OCW1_PORT ； 尝试读 port 0x21
mov esi，msg6
call puts
；； 测试2：写 port 0x21
mov al，0x0f
out MASTER_OCW1_PORT，al ； 尝试写 port 0x21
在topic05\ex5-2\目录下有全部的源代码，下面是测试的结果：
实验结果表明：在第1次读的时候，进入了#GP异常处理程序，这里的IOPL值是0，而我们的CPL权限是3，并且在开始的时候我们在I/O Bitmap中设置了port 0x21对应的位为1值，指示port为不可访问，所以产生了异常。
；； 现在重新开启I/O可访问权限
mov esi，MASTER_OCW1_PORT
mov edi，0 ； set port 0x21 IOBITMAP to 0
call set_IO_bitmap
iret
而在后来的写操作是成功的！因为，我们在#GP处理程序返回前重新开启了port为可访问（即：在I/O Bitmap中将port 0x21对应的bit清0），这时候对port 0x21的访问是成功的。
5.3 TF标志与RF标志
显然eflags.RF标志与eflags.TF标志是配合一起使用的，当TF标志被置位时，就代表开启了single-debug（单步调试）功能，处理器将进入single-debug状态。
什么时候开始进入single-debug？
答案是：当TF标志被置位，执行完下一条指令后，处理器进入#DB处理。这是因为single-debug属于trap类型的#DB异常。看看下面的指令序列。
； 开启 single debug功能
pushfd
bts dword [esp]，8 ； eflags.TF=1
popfd ； 更新 eflags 寄存器
mov eax，1 ；test 1
mov eax，2 ；test 2
mov eax，3 ；test 3
mov eax，4 ；test 4
mov eax，5 ；test 5
popfd指令执行完后，将更新TF标志为1，那么应该是在test 1之前还是之后呢？答案是test 1之后（test 2之前），是在TF被置位后的下一条指令执行完后产生#DB异常。
处理器在进入#DB异常处理程序之前，会将TF标志清0以防止在中断处理程序内发生single-deubg，这是显而易见的事情，RF标志也会被清0。在进入中断处理程序前，NT和VM标志都会得到清0。
那么，在压入单步调试#DB处理程序stack内的eflags寄存器中TF是原来的值（即为1），RF标志被清0。
看看上图：当popf指令执行完毕后，TF被置1，第1条mov指令执行完毕，产生#DB异常，CPU进入#DB处理程序后清TF和RF标志，而在#DB处理程序里，在iret指令返回前，应该将stack中的RF标志置为1，以确保返回到被中断的指令时能顺利执行。iret指令将pop回stack中原来的eflags值。
当第2条mov指令执行完毕后，CPU将清RF标志为0，处理器重新转入到#DB处理程序中执行。除非TF标志被清0，否则重复上一流程。
由于引发#DB异常的不止single-debug（单步调试）这一途径。#DB异常可以是Fault类型或是Trap类型，因此，在#DB异常处理程序中有责任去确保返回被中断的执行能够得到正常执行。通过设置stack中的eflags映像中的RF为1，让iret返回前更新eflags寄存器。
处理器会在每一条指令执行完毕后将RF标志清0，RF标志的值基本上恒为0。
实验5-3：实现一个single-debug例子
正如前面所列代码，我们是这样开启和测试TF、RF以及#DB处理程序的。
代码清单5-4（topic05\ex5-3\protected.asm）：
； 开启 single debug 功能
pushfd
bts dword [esp]，8 ； eflags.TF=1
popfd ； 更新 eflags 寄存器
mov eax，1 ； test 1
mov eax，2 ； test 2
mov eax，3 ； test 3
mov eax，4 ； test 4
mov eax，5 ； test 5
我们测试了这5条mov指令产生single-debug的情况，为了方便观察演示，这5条mov指令只是给eax赋一个序号。我们需要实现自己的#DB处理程序，完整的源代码在topic05\ex5-3\protected.asm里。
上面是实验5-3的运行结果，每进入#DB处理程序一次就打印相关的信息。请留意画线标注的eax寄存器的值，这正是我们给eax寄存器进行mov操作后的值。说明在每执行一条mov指令后产生了#DB异常，这就是单步调试的结果。而eip是这些mov指令执行状态的当前值。其他的寄存器值都是不变的。
实际上，在这个例子里，RF标志置不置位对结果没影响，那是因为由single-debug引起的#DB属于trap类型的异常！它会返回到被中断指令的下一条指令。
然而不要以这个例子为准而认为不需要将RF置位，由其他中断源产生的#DB异常可能是fault类型的，fault类型的异常会返回中断指令再尝试重新执行。
5.4 NT标志
这个NT标志也牵扯着其他复杂的信息，NT标志被使用于处理器提供的task switch（任务切换）场景中，它是Nested Task（嵌套任务）标志位，当NT=1时，表示当前执行的任务被嵌套在另一个任务里（这是从任务的术语上来讲），当NT=0时，当前执行的任务没有被嵌套。NT标志一般由处理器自动维护，但是可以在任何权限下被软件修改。
什么时候NT标志被置为1？
在使用call指令进行task switch，以及发生interrupt/exception时的task switch，处理器从new task的TSS加载完eflags寄存器后，会将NT置1。
这个情景中的task switch是指：call调用一个TSS selector或者taskgate，以及interrupt/exception发生时，vector指向IDT中的task-gate。
当然，使用jmp一个TSS selector或task-gate也会产生任务切换，iret指令也可以产生任务切换，但它们不在上述将NT置为1的情景中。
在上述的task switch情景中，处理器会同时将旧任务的TSS selector写入新任务TSS段中的previous-link域中，以便可以切换回到旧任务。
什么时候NT标志被清为0？
其中一个情景是：当使用iret指令从被嵌套的任务（new）返回到原来的（old）任务时，处理器从stack中pop出eflags寄存器后会清NT为0（实际上是，先将stack中eflags寄存器image中的NT位清0，然后pop的时候，NT标志就为0）。
当执行iret指令时，处理器会检查当前的eflags.NT标志是否为1，为1时表示处于nested状态，执行完后NT被清为0。
这个情景中的返回是指：使用iret指令从interrupt/exception处理程序中返回时。注意：使用ret指令从一个过程的返回并不在其中。
当执行ret指令时，并不会清NT标志位（不改变stack中eflags寄存器image中的NT标志位，pop的时候NT标志为0），它并不需要去检查NT标志位是否为1值。
上述是Intel关于NT清0这一点的描述，可是AMD的描述似乎没有提及在stack中的eflags寄存器的image中的NT是否有被清0，似乎是pop出eflags寄存器后再将NT清0，但不管怎样，执行结果是完全一致的。
另一个情景是：使用jmp进行task切换时，处理器从新任务的TSS加载eflags完后，会将NT标志清为0，表示JMP指令执行的并不是嵌套任务。
在软件中可以由程序员自己手工去修改NT标志的值，通过修改在stack中eflags寄存器image的NT标志位，然后使用popf指令进行更新。
在long mode下的64位模式下并不支持TSS的task switch机制，因此，在64位模式下NT标志位是无效的。
5.5 AC标志
eflags中的AC标志是指Alignment Check（地址中的对齐检查），只有当同时开启CR0.AM和eflags.AC标志位时处理器才支持这项功能。
我们从下面的表格来看，什么情况下才是有效的alignment粒度。
当对上述的某一类数据类型的访问违反了它的粒度时，会产生#AC异常。
mov ax，WORD [0x10003] ； 跨 WORD 类型边界 mov eax，DWORD [0x10005] ； 跨 DWORD 类型边界 mov rax，QWORD [0x10007] ； 跨 QWORD 类型边界 mov esi，0x10006 lodsd ； 跨 bit string类型边界
上面几种情况下，都属于non-alignmnet行为。只有在权限级别3下的non-alignmnet行为才会产生#AC异常，在0、1及2级下不会产生#AC异常。
实验5-4：测试Alignment Check功能
#AC异常属于fault类型，#AC处理程序会返回到发生错误的指令继续执行，因此在我们的#AC处理程序中必须要修正这个错误：
代码清单5-5（topic05\ex5-4\protected.asm）：
；-----------------------------------------------
； AC_handler（）：#AC handler
；-----------------------------------------------
AC_handler：
jmp do_AC_handler
ac_msg1 db '---> Now，enter the #AC exception handler <---'，10
ac_msg2 db 'exception location at 0x'
ac_location dq 0，0
do_AC_handler：
pusha
mov esi，[esp+4+4*8]
mov edi，ac_location
call get_dword_hex_string
mov esi，ac_msg1
call puts
call println
；； 现在 disable AC 功能
btr DWORD [esp+12+4*8]，18 ； 清elfags image中的AC标志
popa
add esp，4 ； 忽略 error code
iret
#AC处理程序里在iret返回前，将stack中的eflags.AC清为0，iret执行完后，eflags.AC被清0。在ring0代码里先将CR0.AM置位，在ring3代码里，再将eflags.AC置位。
代码清单5-6（topic05\ex5-4\protected.asm）：
； 开启 eflags.AC 标志
pushf
bts DWORD [esp]，18
mov ebx，[esp]
popf
； test 1
mov ax，WORD [0x10003] ； 跨 WORD 类型边界
push ebx
popf
； test 2
mov eax，DWORD [0x10005] ； 跨 DWORD 类型边界
push ebx
popf
； teset 3
mov esi，0x10006 ； 跨 string 类型边界
lodsd
由于在#AC处理程序会将AC标志清0，因此，每做一次测试前，再重新开启AC标志位。这个实验的完整源代码在topic05\ex5-4\目录下，运行的结果如下。
结果显示，共产生了3次#AC异常，就是我们所做的3个测试。
5.6 VM标志
eflags中的VM标志指示着处理器进入和离开virtual-8086模式，当VM=1时进入virtual-8086模式，VM=0时离开virtual-8086模式，VM标志不能被popfd指令修改，只有两种途径可以置eflags.VM标志位。
① 执行一个task switch（任务切换）时，包括：使用call/jmp指令执行一个TSS selector或task-gate，在TSS段中的eflags寄存器Figure-中VM被置1，处理器加载eflags时，VM为1，从而进入virtual-8086模式；当执行iret指令时，stack中的eflags.NT=1表示将进行任务切换，如果TSS段中的eflags.VM为1，也指示处理器进入virtual-8086模式。
② 当执行iret指令时，stack中的eflags映像的VM为1，也将指示处理器进入virtual-8086模式。
只有执行iret指令，stack中的eflags映像的VM标志为0时，才会离开virtual-8086模式，执行call/jmp进行任务切换（TSS段中的eflags.VM为0）这种情况并不能离开virtual-8086模式。
在64位模式下，处理器不支持virtual-8086模式，VM标志位也被忽略。
5.7 eflags寄存器的其他事项
处理器初始化后，eflags的值为00000002H，Bit 1为1，其他位为0，Bit 1是保留位，其值固定为1。某些标志位可以使用专门指令进行设置，对于CF标志，可以使用STC指令置位，CLC指令清位，CMC指令对CF标志进行取反。对于DF标志，可以使用STD指令置位，CLD指令清位。
STI指令可以对IF标志进行置位，CLI指令对IF标志进行清位，它需要足够的权限来修改IF标志位，这个足够的权限是：CPL<=IOPL。
可是这和popfd指令修改IF标志位不同，当不够权限时（CPL>IOPL），popfd指令修改IF标志不会产生#GP异常，而使用STI指令时会产生#GP异常。
实验5-5：测试sti指令
分别使用popfd指令和sti指令在权限不足的情况下进行测试，下面是实验的代码（在3级权限下）。
代码清单5-7（topic05\ex5-5\protected.asm）：
；；测试 popfd 指令
pushfd
bts DWORD [esp]，9
popfd
；； 测试 sti 指令
sti
mov esi，msg7
call puts ；打印成功信息
call println；
而在我们的#GP处理程序里，我们需要修正这个错误，要么将IOPL权限降低，要么不继续执行引发错误的指令。
代码清单5-8（topic05\ex5-5\protected.asm）：
mov eax，[esp]
cmp BYTE [eax]，0xfb ； 检查是否因为 sti 指令而产生 #GP 异常
jne do_GP_handler_done
inc eax ； 如果是，跳过产生 #GP 异常的 sti 指令，执行下一条指令
mov [esp]，eax
mov esi，gp_msg3
call puts
do_GP_handler_done：
iret
对OS来说降低IOPL权限似乎是一个比较危险的行为，示例中的#AC处理程序如果检测到发生#GP异常是由STI指令产生的（sti指令的opcode码为FB），那么就跳过STI指令继续向下执行。由于#GP异常属于fault类型，因此必须修正这个错误，否则将一直在#GP处理程序里转不出来。
实验的结果表明：在STI指令里发生了#GP处理程序，当跳过STI指令后得以继续往下执行。
当有下面的指令序列：
sti ； 在过程返回前开启 IF 标志 ret
在某个过程里，sti紧接着ret指令，sti指令执行后，如果在ret指令返回前发生了外部中断，这个外部中断将被暂缓响应。ret指令返回结束后，外部中断才被响应。
sti ； 第1次开启IF标志 sti ； 第2次开启IF标志 ret
Intel明确规定，在上面2次开启IF标志的序列中，ret返回前外部中断是可以被响应的。