Linux內(nèi)存尋址的分段機(jī)制原理是什么-創(chuàng)新互聯(lián)

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一、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。原本以為自己對分段分頁機(jī)制已經(jīng)理解了，結(jié)果發(fā)現(xiàn)其實(shí)是一知半解。于是，查找了很多資料，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，希望對內(nèi)核學(xué)習(xí)者有一定幫助，也希望大家指出錯誤之處。

二、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，但是奇怪的是書上基本沒提分段分頁是怎么產(chǎn)生的，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。

實(shí)模式的誕生(16位處理器及尋址)

在8086處理器誕生之前，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，把地址總線擴(kuò)展到了20位。但是，一個 尷尬的問題出現(xiàn)了，ALU的寬度只有16位，也就是說，ALU不能計算20位的地址。為了解決這個問題，分段機(jī)制被引入，登上了歷史舞臺。

為了支持分段，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，同時訪問內(nèi)存的指令中的地址也是16位的。但是，在送入地址總線之前，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位地址總線中的高16位，所以相加時實(shí)際上是內(nèi)存總線中的高12位與段寄存器中的16位相加，而低4位保留不變，這樣就形成一 個20位的實(shí)際地址，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，或者叫“映射”。

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，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，ALU和地址總線都是32位的，尋址空間達(dá) 4G。也就是說它可以不通過分段機(jī)制，直接訪問4G的內(nèi)存空間。雖然它是新時代的小王子，超越它的無數(shù)前輩，然而，它需要背負(fù)家族的使命—兼容前代的處理 器。也就是說，它必須支持實(shí)模式和保護(hù)模式。所以，80386在段寄存器的基礎(chǔ)上構(gòu)筑保護(hù)模式，并且保留16位的段寄存器。

從80386之后的處理器，架構(gòu)基本相似，統(tǒng)稱為IA32(32 Bit Intel Architecture)。

三、IA32的內(nèi)存尋址機(jī)制

尋址硬件

在 8086 的實(shí)模式下，把某一段寄存器左移4位，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，而程序中的這個地址就叫 邏輯地址(或叫虛地址)。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)。MMU由一個或一組芯片組成， 其功能是把邏輯地址映射為物理地址，即進(jìn)行地址轉(zhuǎn)換，如圖所示。

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。 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。每個邏輯地址都由一個段和偏移量組成。

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。通常用16進(jìn)制表示線性地址，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，用于芯片級內(nèi)存單元尋址。 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，它包含兩個部件，一個是分段部件，一個是分頁部件，在此，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。分段機(jī)制把一個邏輯地址轉(zhuǎn)換為線性地址；接著，分頁機(jī)制把一個線性地址轉(zhuǎn)換為物理地址。

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IA32的段寄存器

IA32中有六個16位段寄存器：CS，DS，SS，ES，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，而是某個段的選擇符(Selector)。

四、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。

為了實(shí)現(xiàn)這種映射，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，并且還需要段的一些其他信息，比如訪問權(quán)之類。所以，這里需要的是一個數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)，這個結(jié)構(gòu)包括三個方面的內(nèi)容：

1.段的基地址(Base Address)：在線性地址空間中段的起始地址。

2.段的界限(Limit)：在虛擬地址空間中，段內(nèi)可以使用的較大偏移量。

3.段的保護(hù)屬性(Attribute)：表示段的特性。例如，該段是否可被讀出或?qū)懭?，或者該段是否作為一個程序來執(zhí)行，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，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)，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，段的屬性不外乎是代碼段、堆棧段、數(shù)據(jù)段、段的起始地址、段的長度等等，而在保護(hù)模式下則復(fù)雜一些。IA32將它們結(jié)合在一起用一個8字節(jié)的數(shù)表示，稱為描述符 。

從圖可以看出，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)。這里我們只關(guān)注基地址和段界限，其他的屬性略過。

1.段描述符表

各種各樣的用戶描述符和系統(tǒng)描述符，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。描述符表(即段表)定義了IA32系統(tǒng)的所有段 的情況。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。

2.全局描述符表(GDT)

全局描述符表GDT(Global Descriptor Table)，除了任務(wù)門，中斷門和陷阱門描述符外，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。

3.中斷描述符表IDT(Interrupt Descriptor Table)

中斷描述符表IDT(Interrupt Descriptor Table)，包含256個門描述符。IDT中只能包含任務(wù)門、中斷門和陷阱門描述符，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，即256個描述符，這個數(shù)字是為了和8086保持兼容。

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，每個任務(wù)各自有一個的LDT。 有了LDT，就可以使給定任務(wù)的代碼、 數(shù)據(jù)與別的任務(wù)相隔離。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，它包含了有關(guān)局部描述符表的信息，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。其中，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，然后加上邏輯地址的偏移量，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。

首先，我們要明確，分段機(jī)制是IA32提供的尋址方式，這是硬件層面的。就是說，不管你是windows還是linux，只要使用IA32的CPU訪問內(nèi)存，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。

五、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)，其實(shí)，對于Linux來說，并沒有什么卵用。因?yàn)?，Linux基本不使用分段的機(jī)制，或者說，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， 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。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。因此，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。這不僅簡化了Linux內(nèi)核的設(shè)計，而且為把Linux移植到其他平 臺創(chuàng)造了條件，因?yàn)楹芏郣ISC處理器并不支持段機(jī)制。但是，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，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，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，那只是在VM86模式中運(yùn)行Wine，因?yàn)榫褪钦f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，即任意一個地址都是通過“選擇符:偏移量”的方式給出的，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。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。 但是，由于絕大多數(shù)硬件平臺都不支持段機(jī)制，只支持分頁機(jī)制，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。但不幸的是，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。 萬般無奈之下，Linux的設(shè)計人員干脆讓段的基地址為0，而段的界限為4GB，這時任意給出一個偏移量，則等式為“0+偏移量=線性地址”，也就是說 “偏移量=線性地址”。另外由于段機(jī)制規(guī)定“偏移量<4GB”，所以偏移量的范圍為0H～FFFFFFFFH，這恰好是線性地址空間范圍，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?？磥?，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，由于IA32段機(jī)制還規(guī)定，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，段界限為4GB 的段描述符。不僅如此，由于Linux內(nèi)核運(yùn)行在特權(quán)級0，而用戶程序運(yùn)行在特權(quán)級別3，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，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。這就意味著Linux必須創(chuàng)建4個段描述符&mdash;&mdash;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。

六、總結(jié)

分段機(jī)制是IA32架構(gòu)CPU的特色，并不是操作系統(tǒng)尋址方式的必然選擇。Linux為了跨平臺，巧妙的繞開段機(jī)制，主要使用分頁機(jī)制來尋址。

到此，關(guān)于“Linux內(nèi)存尋址的分段機(jī)制原理是什么”的學(xué)習(xí)就結(jié)束了，希望能夠解決大家的疑惑。理論與實(shí)踐的搭配能更好的幫助大家學(xué)習(xí)，快去試試吧！若想繼續(xù)學(xué)習(xí)更多相關(guān)知識，請繼續(xù)關(guān)注創(chuàng)新互聯(lián)網(wǎng)站，小編會繼續(xù)努力為大家?guī)砀鄬?shí)用的文章！

文章題目：Linux內(nèi)存尋址的分段機(jī)制原理是什么-創(chuàng)新互聯(lián)
URL地址：http://bm7419.com/article30/ggiso.html

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