80386的分段机制、分页机制和物理地址的形成
MOVE REG，ADDR ;
它把地址為ADDR（假設(shè)為10000）的內(nèi)存單元的內(nèi)容復(fù)制到REG 中
在8086 的實(shí)模式下，把某一段寄存器（段基址）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(gè)相加后的地址（20位）就是內(nèi)存單元的物理地址，而程序中的這個(gè)地址ADDR就叫邏輯地址
（或叫虛地址）。
在80386 的段機(jī)制中，邏輯地址由兩部分組成，即
段部分（選擇符）
及偏移部分。
段是形成邏輯地址到線性地址轉(zhuǎn)換的基礎(chǔ)。如果我們把段看成一個(gè)對(duì)象的話，那么對(duì)它
的描述如下。
（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）：表示在邏輯地址中，段內(nèi)可以使用的最大偏移量。
（3）段的屬性（Attribute）： 表示段的特性。例如，該段是否可被讀出或?qū)懭耄蛘?br /> 該段是否作為一個(gè)程序來執(zhí)行，以及段的特權(quán)級(jí)等。
1、邏輯地址、線性地址和物理地址
所謂
描述符（Descriptor）
，就是描述段的屬性的一個(gè)8 字節(jié)存儲(chǔ)單元。
2、用戶段描述符（Descriptor）
一個(gè)段描述符指出了段的32 位基地址和20 位段界限（即段大小）。
第6 個(gè)字節(jié)的G 位是粒度位，當(dāng)G=0 時(shí)，段長表示段格式的字節(jié)長度，即一個(gè)段最長可
達(dá)1M 字節(jié)。當(dāng)G=1 時(shí)，段長表示段的以4K 字節(jié)為一頁的頁的數(shù)目，即一個(gè)段最長可達(dá)
1M×4K=4G 字節(jié)。D 位表示缺省操作數(shù)的大小，如果D=0，操作數(shù)為16 位，如果D=1，操作數(shù)
為32 位。
第7 位P 位（Present） 是存在位，表示段描述符描述的這個(gè)段是否在內(nèi)存中，如果在
內(nèi)存中。P=1；如果不在內(nèi)存中，P=0。
DPL（Descriptor Privilege Level）
，就是描述符特權(quán)級(jí)，它占兩位，其值為0～3，
用來確定這個(gè)段的特權(quán)級(jí)即保護(hù)等級(jí)。0為內(nèi)核級(jí)別，3為用戶級(jí)別。
S 位（System）表示這個(gè)段是系統(tǒng)段還是用戶段。如果S=0，則為系統(tǒng)段，如果S=1，則
為用戶程序的代碼段、數(shù)據(jù)段或堆棧段。
類型占3 位，第3 位為E 位，表示段是否可執(zhí)行。當(dāng)E=0 時(shí)，為數(shù)據(jù)段描述符，這時(shí)的
第2 位ED 表示地址增長方向。
第1 位（W）是可寫位
。
當(dāng)段為代碼段時(shí)，第3 位E=1，這時(shí)第2 位為一致位（C）。當(dāng)C=1 時(shí)，如果當(dāng)前特權(quán)級(jí)
低于描述符特權(quán)級(jí)，并且當(dāng)前特權(quán)級(jí)保持不變，那么代碼段只能執(zhí)行。所謂當(dāng)前特權(quán)級(jí)
CPL
（Current Privilege Level）
，就是當(dāng)前正在執(zhí)行的任務(wù)的特權(quán)級(jí)。第1 位為可讀位R
。
存取權(quán)字節(jié)的第0 位A 位是訪問位，用于請(qǐng)求分段不分頁的系統(tǒng)中，每當(dāng)該段被訪問時(shí)，
將A 置1。對(duì)于分頁系統(tǒng)，則A 被忽略未用。
3、系統(tǒng)段描述符
系統(tǒng)段描述符的第5 個(gè)字節(jié)的第4 位為0，說明它是系統(tǒng)段描述符，類型占
4 位，沒有A 位。第6 個(gè)字節(jié)的第6 位為0，說明系統(tǒng)段的長度是字節(jié)粒度，所以，一個(gè)系統(tǒng)
段的最大長度為1M 字節(jié)。
系統(tǒng)段的類型為16 種，如圖2.15 所示。
在這16 種類型中，保留類型和有關(guān)286 的類型不予考慮。
門也是一種描述符,有調(diào)用門、任務(wù)門、中斷門和陷阱門4 種門描述符
。
4、選擇符、描述符表和描述符表寄存器
描述符表（即段表）定義了386 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(gè)
字節(jié)為8 的倍數(shù)的存儲(chǔ)器空間，空間大小在8 個(gè)字節(jié)（至少含一個(gè)描述符）到64K 字節(jié)（至
多含8K=8192）個(gè)描述符之間。
1．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(gè)8 字節(jié)位置沒有使用。
2．中斷描述符表（IDT）
中斷描述符表IDT（Interrupt Descriptor Table），包含256 個(gè)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(gè)描述符，這個(gè)數(shù)字是為了和8086 保持兼容。
3．局部描述符表（LDT）
局部描述符表LDT（Local Descriptor Table），包含了與一個(gè)給定任務(wù)有關(guān)的描述符，
每個(gè)任務(wù)各自有一個(gè)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(gè)任務(wù)的局部描述符表LDT 本身也用一個(gè)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，使用LDTR進(jìn)行索引。
在實(shí)模式下，段寄存器存儲(chǔ)的是真實(shí)的段基址，在保護(hù)模式下，16 位的段寄存器無法放
下32 位的段基址，因此，它們被稱為選擇符，即段寄存器的作用是用來選擇描述符。選擇符
的結(jié)構(gòu)如圖2.16 所示。
可以看出，選擇符有3 個(gè)域：第15~3 位這13 位是索引域，表示的數(shù)據(jù)為0~8129，用于
指向全局描述符表中相應(yīng)的描述符。第2 位為選擇域，如果TI=1，就從局部描述符表中選擇
相應(yīng)的描述符，如果TI=0，就從全局描述符表中選擇描述符。第1、0 位是特權(quán)級(jí)，表示選
擇符的特權(quán)級(jí)，被稱為請(qǐng)求者特權(quán)級(jí)
RPL（Requestor Privilege Level
）。只有請(qǐng)求者特權(quán)
級(jí)RPL 高于（數(shù)字低于）或等于相應(yīng)的描述符特權(quán)級(jí)DPL，描述符才能被存取，這就可以實(shí)
現(xiàn)一定程度的保護(hù)。
下面講一下在沒有分頁操作時(shí)，尋址一個(gè)存儲(chǔ)器操作數(shù)的步驟。
（1）在段選擇符中裝入16 位數(shù)，同時(shí)給出32 位地址偏移量（比如在ESI、EDI 中等）。
（2）先根據(jù)相應(yīng)描述符表寄存器中的段地址（
確定描述符表的地址
）和
段界限
（確定描述符表的大小）
，根據(jù)段選擇符的TI決定從哪種描述符表中取，再根據(jù)段選擇符的索引找到相應(yīng)段描述符的位置
，比較RPL與DPL，若該段無問題，就取出相應(yīng)的段
描述符放入段描述符高速緩沖寄存器中。
（3）將段描述符中的32 位段基地址和放在ESI、EDI 等中的32 位有效地址相加，就形成
了32 位物理地址。
5、linux中的段機(jī)制
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。
Linux 在啟動(dòng)的過程中設(shè)置了段寄存器的值和全局描述符表GDT 的內(nèi)容，段寄存器的定義在
include/asm-i386/segment.h 中：
C++ Code
|
1 |
#define__KERNEL_CS0x10 |
從定義看出，沒有定義堆棧段，實(shí)際上，Linux 內(nèi)核不區(qū)分?jǐn)?shù)據(jù)段和堆棧段，這也體現(xiàn)
了Linux 內(nèi)核盡量減少段的使用。因?yàn)闆]有使用LDT，因此，TI=0，并把這4 個(gè)段描述符都放在GDT
中, index 就是某個(gè)段描述符在GDT 表中的下標(biāo)。內(nèi)核代碼段和數(shù)據(jù)段具有最高特權(quán)，因此其RPL
為0，而用戶代碼段和數(shù)據(jù)段具有最低特權(quán)，因此其RPL 為3。
全局描述符表的定義在arch/i386/kernel/head.S 中：
C++ Code
|
1 |
ENTRY（gdt_table） |
從代碼可以看出，GDT 放在數(shù)組變量gdt_table 中。按Intel 規(guī)定，GDT 中的第一項(xiàng)為
空，這是為了防止加電后段寄存器未經(jīng)初始化就進(jìn)入保護(hù)模式而使用GDT 的。第二項(xiàng)也沒用。
從下標(biāo)2～5 共4 項(xiàng)對(duì)應(yīng)于前面的4 種段描述符值。對(duì)照?qǐng)D2.10，從描述符的數(shù)值可以得出：
• 段的基地址全部為0x00000000；
• 段的上限全部為0xffff；
• 段的粒度G 為1，即段長單位為4KB；
• 段的D 位為1，即對(duì)這4 個(gè)段的訪問都為32 位指令；
• 段的P 位為1，即4 個(gè)段都在內(nèi)存。
由此可以得出，每個(gè)段的邏輯地址空間范圍為0～4GB。
每個(gè)段的基地址為0，因此，邏輯地
址到線性地址映射保持不變，也就是說，
偏移量就是線性地址
，我們以后所提到的邏輯地址
（或虛擬地址）和線性地址指的也就是同一地址。看來，Linux 巧妙地把段機(jī)制給繞過去了，
它只把段分為兩種：用戶態(tài)（RPL
＝3）的段和內(nèi)核態(tài)（RPL=0）的段，
而完全利用了分頁機(jī)制。
按Intel 的規(guī)定，每個(gè)進(jìn)程有一個(gè)任務(wù)狀態(tài)段（TSS）和局部描述符表LDT，但Linux 也
沒有完全遵循Intel 的設(shè)計(jì)思路。如前所述，Linux 的進(jìn)程沒有使用LDT，而對(duì)TSS 的使用也
非常有限，每個(gè)CPU 僅使用一個(gè)TSS。
TSS 有它自己 8 字節(jié)的任務(wù)段描述符（Task State Segment Descriptor ，簡(jiǎn)稱
TSSD）。這個(gè)描述符包括指向TSS 起始地址的32 位基地址域，20 位界限域，界限域值不能小
于十進(jìn)制104（由TSS 段的最小長度決定）。TSS 描述符存放在GDT 中，它是GDT 中的一個(gè)表
項(xiàng)，由中斷描述符表（IDT）中的任務(wù)門（存放TSS段的選擇符）裝入TR來進(jìn)行索引。
7、頁目錄項(xiàng)、頁表項(xiàng)、頁面項(xiàng)
80386 使用4K 字節(jié)大小的頁。每一頁都有4K 字節(jié)長，并在4K 字節(jié)的邊界上對(duì)齊，即每
一頁的起始地址都能被4K 整除。因此，80386 把4G 字節(jié)的線性地址空間，劃分為1G 個(gè)頁面，
每頁有4K 字節(jié)大小。分頁機(jī)制通過把線性地址空間中的頁，重新定位到物理地址空間來進(jìn)行
管理，因?yàn)槊總€(gè)頁面的整個(gè)4K 字節(jié)作為一個(gè)單位進(jìn)行映射，并且每個(gè)頁面都對(duì)齊4K 字節(jié)的
邊界，因此，線性地址的低12 位經(jīng)過分頁機(jī)制直接地作為物理地址的低12 位使用。
頁目錄表
，
存儲(chǔ)在一個(gè)4K 字節(jié)的頁面中，
最多可包含1024 個(gè)
頁目錄項(xiàng)
，每個(gè)頁目錄項(xiàng)為4 個(gè)字節(jié)，結(jié)
構(gòu)如圖2.22 所示。
•
第31~12 位是20 位頁表地址，由于頁表地址的低12 位總為0，所以用高20 位指出
32 位頁表地址就可以了。
•
第0 位是存在位，如果P=1，表示頁表地址指向的該頁在內(nèi)存中，如果P=0，表示不
在內(nèi)存中。
•
第1 位是讀/寫位，第2 位是用戶/管理員位，這兩位為頁目錄項(xiàng)提供硬件保護(hù)。當(dāng)特
權(quán)級(jí)為3 的進(jìn)程要想訪問頁面時(shí)，需要通過頁保護(hù)檢查，而特權(quán)級(jí)為0 的進(jìn)程就可以繞過頁
保護(hù)，如圖2.23 所示。
•
第3 位是PWT（Page Write-Through）位，表示是否采用寫透方式，寫透方式就是既
寫內(nèi)存（RAM）也寫高速緩存,該位為1 表示采用寫透方式。
第4 位是PCD（Page Cache Disable）位，表示是否啟用高速緩存，該位為1 表示啟
用高速緩存。
•
第5 位是訪問位，當(dāng)對(duì)頁目錄項(xiàng)進(jìn)行訪問時(shí)，A 位=1。
•
第7 位是Page Size 標(biāo)志，只適用于頁目錄項(xiàng)。如果置為1，頁目錄項(xiàng)指的是4MB 的
頁面，即擴(kuò)展分頁。
80386 的每個(gè)頁目錄項(xiàng)指向一個(gè)
頁表
，
存儲(chǔ)在一個(gè)4K 字節(jié)的頁面中，
頁表最多含有1024 個(gè)
頁面項(xiàng)
，每項(xiàng)4 個(gè)字節(jié)，包
含頁面的起始地址和有關(guān)該頁面的信息。頁面的起始地址也是4K 的整數(shù)倍，所以頁面的低
12 位也留作它用，如圖2.24 所示。
第31～12 位是
20 位物理頁面地址
，除第6 位外第0～5 位及9～11 位的用途和頁目錄
項(xiàng)一樣，第6 位是頁面項(xiàng)獨(dú)有的，當(dāng)對(duì)涉及的頁面進(jìn)行寫操作時(shí)，D 位被置1。
4GB 的存儲(chǔ)器只有一個(gè)頁目錄，它最多有1024 個(gè)頁目錄項(xiàng)，每個(gè)頁目錄項(xiàng)又含有1024
個(gè)頁面項(xiàng)，因此，存儲(chǔ)器一共可以分成1024×1024=1M 個(gè)頁面。由于每個(gè)頁面為4K 個(gè)字節(jié)，
所以，存儲(chǔ)器的大小正好最多為4GB。
當(dāng)訪問一個(gè)操作單元時(shí)，如何由分段結(jié)構(gòu)確定的32 位線性地址通過分頁操作轉(zhuǎn)化成32
位物理地址呢？
第一步，CR3 包含著頁目錄的起始地址，用32 位線性地址的最高10 位A31~A22 作為頁
目錄表的頁目錄項(xiàng)的索引，將它乘以4，與CR3 中的頁目錄表的起始地址相加，形成相應(yīng)頁目錄項(xiàng)的
地址。
第二步，從指定的地址中取出32 位頁目錄項(xiàng)，它的低12 位為0，這32 位是頁表的起始
地址。用32 位線性地址中的A21~A12 位作為頁表中的頁表項(xiàng)的索引，將它乘以4，與頁表的起
始地址相加，形成相應(yīng)頁表項(xiàng)的地址。
第三步，從指定地址中取出32位頁表項(xiàng)，它的低12位為0，這32位是頁面地址，將A11~A0 作為相對(duì)于頁面地址的偏移量，與32 位頁面地址相加，形成32 位
物理地址。
8、linux 中的分頁機(jī)制
Linux 的分段機(jī)制使得所有的進(jìn)程都使用相同的段寄存器值，這就使得內(nèi)存管理變得
簡(jiǎn)單，也就是說，所有的進(jìn)程都使用同樣的線性地址空間（0～4GB）。
Linux 采用三級(jí)分頁模式而不是兩級(jí)
。如圖2.28 所示為三級(jí)分頁模式，為此，Linux
定義了3 種類型的表。
• 總目錄PGD（Page Global Directory）
• 中間目錄PMD（Page Middle Derectory）
• 頁表PT（Page Table）
總結(jié)
以上是生活随笔為你收集整理的80386的分段机制、分页机制和物理地址的形成的全部內(nèi)容，希望文章能夠幫你解決所遇到的問題。
