前言
最近在學(xué)習(xí)Linux內(nèi)核，讀到《深入理解Linux內(nèi)核》的內(nèi)存尋址一章吵护。原本以為自己對分段分頁機(jī)制已經(jīng)理解了盒音，結(jié)果發(fā)現(xiàn)其實(shí)是一知半解。于是馅而，查找了很多資料祥诽，最終理順了內(nèi)存尋址的知識。現(xiàn)在把我的理解記錄下來瓮恭，希望對內(nèi)核學(xué)習(xí)者有一定幫助雄坪，也希望大家指出錯誤之處。
分段到底是怎么回事
相信學(xué)過操作系統(tǒng)課程的人都知道分段分頁屯蹦，但是奇怪的是書上基本沒提分段分頁是怎么產(chǎn)生的维哈，這就導(dǎo)致我們知其然不知其所以然。下面我們先扒一下分段機(jī)制產(chǎn)生的歷史登澜。
實(shí)模式的誕生（16位處理器及尋址）
在8086處理器誕生之前阔挠，內(nèi)存尋址方式就是直接訪問物理地址。8086處理器為了尋址1M的內(nèi)存空間脑蠕，把地址總線擴(kuò)展到了20位购撼。但是，一個尷尬的問題出現(xiàn)了空郊，ALU的寬度只有16位份招，也就是說，ALU不能計算20位的地址狞甚。為了解決這個問題锁摔，分段機(jī)制被引入，登上了歷史舞臺哼审。
為了支持分段谐腰，8086處理器設(shè)置了四個段寄存器：CS, DS, SS, ES.每個段寄存器都是16位的孕豹，同時訪問內(nèi)存的指令中的地址也是16位的。但是十气，在送入地址總線之前励背，CPU先把它與某個段寄存器內(nèi)的值相加。這里要注意：段寄存器的值對應(yīng)于20位地址總線的中的高16位砸西，所以相加時實(shí)際上是16位內(nèi)存地址（即段內(nèi)偏移值）的高12位與段寄存器中的16位相加叶眉，而低4位保留不變，這樣就形成一個20位的實(shí)際地址芹枷，也就實(shí)現(xiàn)了從16位內(nèi)存地址到20位實(shí)際地址的轉(zhuǎn)換衅疙，或者叫“映射”。
上面關(guān)于分段機(jī)制計算內(nèi)存地址的描述比較難理解鸳慈，畫了一個圖幫助理解
+-----------------+
| 20 | 20位地址總線
+-----------------+
+------------+
| 16 | 16位段地址
+------------+
+-------------+
| 12 | 4 | 16位內(nèi)存地址（段內(nèi)偏移量）
+--------+----+
實(shí)際物理地址 = （段寄存器地址 << 4） + （CPU 提交的訪存地址）
保護(hù)模式的誕生（32位處理器及尋址）
- 80286處理器的地址總線為24位饱溢，尋址空間達(dá)16M，同時引入了保護(hù)模式（內(nèi)存段的訪問受到限制）
- 80386處理器是一個32位處理器走芋，ALU和地址總線都是32位的绩郎，尋址空間達(dá) 4G。也就是說它可以不通過分段機(jī)制翁逞，直接訪問4G的內(nèi)存空間肋杖。雖然它是新時代的小王子，超越它的無數(shù)前輩挖函，然而兽愤，它需要背負(fù)家族的使命–兼容前代的處理器。也就是說挪圾，它必須支持實(shí)模式和保護(hù)模式。所以逐沙，80386在段寄存器的基礎(chǔ)上構(gòu)筑保護(hù)模式哲思，并且保留16位的段寄存器。
- 從80386之后的處理器吩案，架構(gòu)基本相似棚赔，統(tǒng)稱為IA32（32 Bit Intel Architecture）。
IA32的內(nèi)存尋址機(jī)制
尋址硬件
在 8086 的實(shí)模式下徘郭，把某一段寄存器左移4位靠益，然后與地址ADDR相加后被直接送到內(nèi)存總線上，這個相加后的地址就是內(nèi)存單元的物理地址残揉，而程序中的這個地址就叫邏輯地址（或叫虛地址）胧后。在IA32的保護(hù)模式下，這個邏輯地址不是被直接送到內(nèi)存總線而是被送到內(nèi)存管理單元（MMU）抱环。MMU由一個或一組芯片組成壳快，其功能是把邏輯地址映射為物理地址纸巷，即進(jìn)行地址轉(zhuǎn)換，如圖所示眶痰。
IA32的三種地址
- 邏輯地址:
機(jī)器語言指令仍用這種地址指定一個操作數(shù)的地址或一條指令的地址瘤旨。 這種尋址方式在Intel的分段結(jié)構(gòu)中表現(xiàn)得尤為具體，它使得MS-DOS或Windows程序員把程序分為若干段竖伯。每個邏輯地址都由一個段和偏移量組成存哲。 - 線性地址：
線性地址是一個32位的無符號整數(shù)，可以表達(dá)高達(dá)232（4GB）的地址七婴。通常用16進(jìn)制表示線性地址祟偷，其取值范圍為0x00000000～0xffffffff。 - 物理地址：
也就是內(nèi)存單元的實(shí)際地址本姥，用于芯片級內(nèi)存單元尋址肩袍。 物理地址也由32位無符號整數(shù)表示。
MMU地址轉(zhuǎn)化過程
MMU是一種硬件電路婚惫，它包含兩個部件氛赐，一個是分段部件，一個是分頁部件先舷，在此艰管，我們把它們分別叫做分段機(jī)制和分頁機(jī)制，以利于從邏輯的角度來理解硬件的實(shí)現(xiàn)機(jī)制蒋川。分段機(jī)制把一個邏輯地址轉(zhuǎn)換為線性地址牲芋；接著，分頁機(jī)制把一個線性地址轉(zhuǎn)換為物理地址捺球。
IA32的段寄存器
IA32中有六個16位段寄存器：CS, DS, SS, ES缸浦，F(xiàn)S, GS.跟8086的段寄存器不同的是，這些寄存器存放的不再是某個段的基地址氮兵，而是某個段的選擇符（Selector）裂逐。
分段機(jī)制的實(shí)現(xiàn)
段是虛擬地址空間的基本單位，分段機(jī)制必須把虛擬地址空間的一個地址轉(zhuǎn)換為線性地址空間的一個線性地址泣栈。
為了實(shí)現(xiàn)這種映射卜高，僅僅用段寄存器來確定一個基地址是不夠的，至少還得描述段的長度南片，并且還需要段的一些其他信息掺涛，比如訪問權(quán)之類。所以疼进，這里需要的是一個數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)薪缆，這個結(jié)構(gòu)包括三個方面的內(nèi)容：
- 段的基地址(Base Address)：在線性地址空間中段的起始地址。
- 段的界限(Limit)：在虛擬地址空間中颠悬，段內(nèi)可以使用的最大偏移量矮燎。
- 段的保護(hù)屬性(Attribute)：表示段的特性定血。例如，該段是否可被讀出或?qū)懭氲猓蛘咴摱问欠褡鳛橐粋€程序來執(zhí)行澜沟，以及段的特權(quán)級等等。
上面的數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)我們稱為段描述符峡谊，多個段描述符組成的表稱為段描述符表
段描述符
所謂描述符(Descriptor)茫虽，就是描述段的屬性的一個8字節(jié)存儲單元。在實(shí)模式下既们，段的屬性不外乎是代碼段濒析、堆棧段、數(shù)據(jù)段啥纸、段的起始地址号杏、段的長度等等，而在保護(hù)模式下則復(fù)雜一些斯棒。IA32將它們結(jié)合在一起用一個8字節(jié)的數(shù)表示盾致，稱為描述符 。
從圖可以看出荣暮，一個段描述符指出了段的32位基地址和20位段界限(即段長)庭惜。這里我們只關(guān)注基地址和段界限，其他的屬性略過穗酥。
段描述符表
各種各樣的用戶描述符和系統(tǒng)描述符护赊，都放在對應(yīng)的全局描述符表、局部描述符表和中斷描述符表中砾跃。描述符表(即段表)定義了IA32系統(tǒng)的所有段的情況骏啰。所有的描述符表本身都占據(jù)一個字節(jié)為8的倍數(shù)的存儲器空間，空間大小在8個字節(jié)(至少含一個描述符)到64K字節(jié)(至多含8K)個描述符之間抽高。
- 全局描述符表(GDT)
全局描述符表GDT(Global Descriptor Table)器一，除了任務(wù)門，中斷門和陷阱門描述符外厨内，包含著系統(tǒng)中所有任務(wù)都共用的那些段的描述符。 它的第一個8字節(jié)位置沒有使用渺贤。 - 中斷描述符表IDT(Interrupt Descriptor Table)
中斷描述符表IDT(Interrupt Descriptor Table)雏胃，包含256個門描述符。IDT中只能包含任務(wù)門志鞍、中斷門和陷阱門描述符瞭亮，雖然IDT表最長也可以為64K字節(jié)，但只能存取2K字節(jié)以內(nèi)的描述符固棚，即256個描述符统翩，這個數(shù)字是為了和8086保持兼容仙蚜。 - 局部描述符表(LDT)
局部描述符表LDT(local Descriptor Table)，包含了與一個給定任務(wù)有關(guān)的描述符厂汗，每個任務(wù)各自有一個的LDT委粉。 有了LDT，就可以使給定任務(wù)的代碼娶桦、 數(shù)據(jù)與別的任務(wù)相隔離贾节。每一個任務(wù)的局部描述符表LDT本身也用一個描述符來表示，稱為LDT描述符衷畦，它包含了有關(guān)局部描述符表的信息栗涂，被放在全局描述符表GDT中。
總結(jié)
IA32的內(nèi)存尋址機(jī)制完成從邏輯地址–線性地址–物理地址的轉(zhuǎn)換祈争。其中斤程，邏輯地址的段寄存器中的值提供段描述符，然后從段描述符中得到段基址和段界限菩混，然后加上邏輯地址的偏移量忿墅，就得到了線性地址，線性地址通過分頁機(jī)制得到物理地址墨吓。
首先球匕，我們要明確，分段機(jī)制是IA32提供的尋址方式帖烘，這是硬件層面的亮曹。就是說，不管你是windows還是linux秘症，只要使用IA32的CPU訪問內(nèi)存照卦，都要經(jīng)過MMU的轉(zhuǎn)換流程才能得到物理地址，也就是說必須經(jīng)過邏輯地址–線性地址–物理地址的轉(zhuǎn)換乡摹。
Linux中分段的實(shí)現(xiàn)
前面說了那么多關(guān)于分段機(jī)制的實(shí)現(xiàn)役耕，其實(shí)，對于Linux來說聪廉，并沒有什么卵用瞬痘。因為，Linux基本不使用分段的機(jī)制板熊，或者說框全，Linux中的分段機(jī)制只是為了兼容IA32的硬件而設(shè)計的。
Intel微處理器的段機(jī)制是從8086開始提出的干签， 那時引入的段機(jī)制解決了從CPU內(nèi)部16位地址到20位實(shí)地址的轉(zhuǎn)換津辩。為了保持這種兼容性，386仍然使用段機(jī)制，但比以前復(fù)雜得多喘沿。因此闸度，Linux內(nèi)核的設(shè)計并沒有全部采用Intel所提供的段方案，僅僅有限度地使用了一下分段機(jī)制蚜印。這不僅簡化了Linux內(nèi)核的設(shè)計莺禁，而且為把Linux移植到其他平臺創(chuàng)造了條件，因為很多RISC處理器并不支持段機(jī)制晒哄。但是睁宰，對段機(jī)制相關(guān)知識的了解是進(jìn)入Linux內(nèi)核的必經(jīng)之路。
從2.2版開始寝凌，Linux讓所有的進(jìn)程（或叫任務(wù)）都使用相同的邏輯地址空間柒傻，因此就沒有必要使用局部描述符表LDT。但內(nèi)核中也用到LDT较木，那只是在VM86模式中運(yùn)行Wine红符，因為就是說在Linux上模擬運(yùn)行Winodws軟件或DOS軟件的程序時才使用。
在 IA32 上任意給出的地址都是一個虛擬地址伐债，即任意一個地址都是通過“選擇符:偏移量”的方式給出的预侯，這是段機(jī)制存訪問模式的基本特點(diǎn)。所以在IA32上設(shè)計操作系統(tǒng)時無法回避使用段機(jī)制峰锁。一個虛擬地址最終會通過“段基地址＋偏移量”的方式轉(zhuǎn)化為一個線性地址萎馅。 但是，由于絕大多數(shù)硬件平臺都不支持段機(jī)制虹蒋，只支持分頁機(jī)制糜芳，所以為了讓 Linux 具有更好的可移植性，我們需要去掉段機(jī)制而只使用分頁機(jī)制魄衅。但不幸的是峭竣，IA32規(guī)定段機(jī)制是不可禁止的，因此不可能繞過它直接給出線性地址空間的地址晃虫。萬般無奈之下皆撩，Linux的設(shè)計人員干脆讓段的基地址為0，而段的界限為4GB哲银，這時任意給出一個偏移量扛吞，則等式為“0+偏移量=線性地址”，也就是說“偏移量＝線性地址”荆责。另外由于段機(jī)制規(guī)定“偏移量<4GB”喻粹，所以偏移量的范圍為0H～FFFFFFFFH，這恰好是線性地址空間范圍草巡，也就是說虛擬地址直接映射到了線性地址，我們以后所提到的虛擬地址和線性地址指的也就是同一地址∩胶看來查乒，Linux在沒有回避段機(jī)制的情況下巧妙地把段機(jī)制給繞過去了。
另外郁竟，由于IA32段機(jī)制還規(guī)定玛迄，必須為代碼段和數(shù)據(jù)段創(chuàng)建不同的段，所以Linux必須為代碼段和數(shù)據(jù)段分別創(chuàng)建一個基地址為0棚亩，段界限為4GB的段描述符蓖议。不僅如此，由于Linux內(nèi)核運(yùn)行在特權(quán)級0讥蟆，而用戶程序運(yùn)行在特權(quán)級別3勒虾，根據(jù)IA32段保護(hù)機(jī)制規(guī)定，特權(quán)級3的程序是無法訪問特權(quán)級為0的段的瘸彤，所以Linux必須為內(nèi)核用戶程序分別創(chuàng)建其代碼段和數(shù)據(jù)段修然。這就意味著Linux必須創(chuàng)建4個段描述符——特權(quán)級0的代碼段和數(shù)據(jù)段，特權(quán)級3的代碼段和數(shù)據(jù)段质况。
總結(jié)
分段機(jī)制是IA32架構(gòu)CPU的特色愕宋，并不是操作系統(tǒng)尋址方式的必然選擇。Linux為了跨平臺结榄，巧妙的繞開段機(jī)制中贝，主要使用分頁機(jī)制來尋址。
參考資料
《深入分析Linux內(nèi)核源碼》
