linux的内存寻址
时间：2006-08-16 来源：ller
以下内容摘自陈莉君的《linux操作系统与应用》
内存寻址
硬件发展：
Intel公司第一个16位处理器8086，标志着Intel x86王朝的开始，也是内存寻址方式的一次飞跃。第一次引入了段的概念。它的寻址目标是1MB，地址总线扩展到了20位，可是ALU的宽度，也就是数据总线还只有16位，也就是说可以直接加以运算的指针长度是16位，于是设置了段寄存器，分别为CS、DS、SS、ES，每个段寄存器都是16位的，每条访问内存指令中的地址也是16位的，它被送到地址总线前，CPU内部自动把段寄存器左移四位然后和指令中的地址相加。
80286引入了保护模式，在这种模式下内存段的访问受到了限制，不能直接访问，需要转换和检查。为了和过去兼容，80286提供了两种模式，一种是先进的保护模式，一种是实模式，系统启动的时候处于实模式，只能访问1MB空间，经过处理进入保护模式，可以访问16MB，但是段的大小还是64k
80386及其以后的处理器统称为IA32（32bit Intel Architecture）
IA32寄存器：
1、通用寄存器，8个通用寄存器是8086的超集：EAX，EBX，ECX，EDX，EBP，ESP，ESI，EDI。通常保存32位数据。它们的低位部分可以作为8个16位的寄存器：即AX，BX。。。DI，而AX、BX、CX、DX又可分为8个8位寄存器：AH、BH、CH、DH和AL、BL、CL、DL
2、段寄存器：386中6个16位的段寄存器，但是16位无法存放32的段基址，段基址存放在描述符表中，而段寄存器中存的就是这个描述符表的索引，又称为段选择符。
3、指令指针寄存器和标志寄存器
EIP存放下一条将要执行的指令的偏移量，这是相对于目前正在运行的段代码段CS而言的。EIP的低16位可以单独访问，用于16位寻址。
4、386有4个32位的控制寄存器，分别是CR0，CR1，CR2，CR3，CRO的0位置1启动保护模式，为0则是实模式。第31位表示是否允许分页。CR1未定义。CR2保存最近一次缺页的线性地址。CR3是页目录基地址（物理地址）页目录总是在以4KB为单位的存储器边界上，因此低12位总为0 物理地址、虚拟地址及线性地址
应用程序看到的地址空间称为虚拟地址空间，用“段：偏移量”表示，线性地址是指一段连续的不分段的、范围为0-4GB的地址空间。一个线性地址就是线性地址空间的绝对地址
虚拟地址------->分段机制-------->线性地址-------->分页机制------->物理地址 分段机制：
段是虚拟地址空间的基本单位，需要描述段的数据结构，包括：段的基址、段的界限、段的保护属性（是否可读或写或执行）虚拟地址空间中偏移量为0到limit范围内的一个段，映射到线性空间就是从base到base+limit。
段描述符表
索引 基地址 界限 属性
0 baseA limitA attributeA
1 baseB limitB attributeB
2 baseC limitC attributeC
每个表项（段描述符）占8个字节（基地址32位，界限20位，属性12位）保护模式下可分为全局描述符表、中断描述符表及局部描述符表。保护模式下的段选择符存放的内容就是索引：
0：1 RPL（requestor privilege level）保护模式下有四个特权级，0表示内核态，最高，3最低，表示用户态，很多操作系统只用了这两个。
2bit:TI (Table Indicator) 置0表示从全局描述表选择，置1表示从局部选择
3：15bits 索引 linux中的段
由于绝大部分硬件不支持分段，只支持分页，所以linux为了更好的移植性，把段基址设为0，段的界限设为4GB，这样虚拟地址就和线性地址相同了。IA32F规定为代码段和数据段创建不同的段。这就意味着linux必须创建4个段描述符－－特权0和3的代码段和数据段
分页机制： 物理页和虚拟页面大小都是4KB。页表是把线性地址映射到物理地址的一种数据结构，包括：页面物理地址和页的属性（是否在内存中，是否可读或可写）因为页面大小是4KB，所以物理页面的基址的低12位为0，这12位就用来表示页面的属性，这样一个页表项就是32位，4G空间要分为1M个页面（1个4KB），这样就需要4M空间来存放页表，而且要求是连续的，这样是不能接受的，所以采用二级页表的方法，即为页表再建立一个页表，称之为页目录。 一个线性地址为32位，高10位是页目录中的索引，对于每个进程都保存着页目录的物理基地址，切换该进程时，即把这个值赋到CR3中。用这个值加上高10位乘以4得到页表基地址，这个基地址加中线性地址中间10位，得到物理页面基地址，然后用物理页面的基址加上线性地址的后12位得到实际物理地址。 页表项结构：高20位表示物理基址，低12位表示页面属性（0位：present＝1表示已经装入内存；） 页面高速缓存（cache）页表是放在内存中的，这使得CPU每次读取数据都要至少访问两次内存，从而大大降低了访问速度。为了提高速度，在IA32中设置了一个记录最近存取页的高速缓存部件，它自动保留处理器最近使用的32项页表项，这样就覆盖了128KB的范围，先查缓存是否命中
IA32寄存器：
1、通用寄存器，8个通用寄存器是8086的超集：EAX，EBX，ECX，EDX，EBP，ESP，ESI，EDI。通常保存32位数据。它们的低位部分可以作为8个16位的寄存器：即AX，BX。。。DI，而AX、BX、CX、DX又可分为8个8位寄存器：AH、BH、CH、DH和AL、BL、CL、DL
2、段寄存器：386中6个16位的段寄存器，但是16位无法存放32的段基址，段基址存放在描述符表中，而段寄存器中存的就是这个描述符表的索引，又称为段选择符。
3、指令指针寄存器和标志寄存器
EIP存放下一条将要执行的指令的偏移量，这是相对于目前正在运行的段代码段CS而言的。EIP的低16位可以单独访问，用于16位寻址。
4、386有4个32位的控制寄存器，分别是CR0，CR1，CR2，CR3，CRO的0位置1启动保护模式，为0则是实模式。第31位表示是否允许分页。CR1未定义。CR2保存最近一次缺页的线性地址。CR3是页目录基地址（物理地址）页目录总是在以4KB为单位的存储器边界上，因此低12位总为0 物理地址、虚拟地址及线性地址
应用程序看到的地址空间称为虚拟地址空间，用“段：偏移量”表示，线性地址是指一段连续的不分段的、范围为0-4GB的地址空间。一个线性地址就是线性地址空间的绝对地址
虚拟地址------->分段机制-------->线性地址-------->分页机制------->物理地址 分段机制：
段是虚拟地址空间的基本单位，需要描述段的数据结构，包括：段的基址、段的界限、段的保护属性（是否可读或写或执行）虚拟地址空间中偏移量为0到limit范围内的一个段，映射到线性空间就是从base到base+limit。
段描述符表
索引 基地址 界限 属性
0 baseA limitA attributeA
1 baseB limitB attributeB
2 baseC limitC attributeC
每个表项（段描述符）占8个字节（基地址32位，界限20位，属性12位）保护模式下可分为全局描述符表、中断描述符表及局部描述符表。保护模式下的段选择符存放的内容就是索引：
0：1 RPL（requestor privilege level）保护模式下有四个特权级，0表示内核态，最高，3最低，表示用户态，很多操作系统只用了这两个。
2bit:TI (Table Indicator) 置0表示从全局描述表选择，置1表示从局部选择
3：15bits 索引 linux中的段
由于绝大部分硬件不支持分段，只支持分页，所以linux为了更好的移植性，把段基址设为0，段的界限设为4GB，这样虚拟地址就和线性地址相同了。IA32F规定为代码段和数据段创建不同的段。这就意味着linux必须创建4个段描述符－－特权0和3的代码段和数据段
分页机制： 物理页和虚拟页面大小都是4KB。页表是把线性地址映射到物理地址的一种数据结构，包括：页面物理地址和页的属性（是否在内存中，是否可读或可写）因为页面大小是4KB，所以物理页面的基址的低12位为0，这12位就用来表示页面的属性，这样一个页表项就是32位，4G空间要分为1M个页面（1个4KB），这样就需要4M空间来存放页表，而且要求是连续的，这样是不能接受的，所以采用二级页表的方法，即为页表再建立一个页表，称之为页目录。 一个线性地址为32位，高10位是页目录中的索引，对于每个进程都保存着页目录的物理基地址，切换该进程时，即把这个值赋到CR3中。用这个值加上高10位乘以4得到页表基地址，这个基地址加中线性地址中间10位，得到物理页面基地址，然后用物理页面的基址加上线性地址的后12位得到实际物理地址。 页表项结构：高20位表示物理基址，低12位表示页面属性（0位：present＝1表示已经装入内存；） 页面高速缓存（cache）页表是放在内存中的，这使得CPU每次读取数据都要至少访问两次内存，从而大大降低了访问速度。为了提高速度，在IA32中设置了一个记录最近存取页的高速缓存部件，它自动保留处理器最近使用的32项页表项，这样就覆盖了128KB的范围，先查缓存是否命中
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