【av68676164（p55-p58)】 Intel CPU和Linux内存管理
7.4.1 Intel CPU物理结构
x86实模式
实模式
- 20位：1M内存空间
- 地址表示方式：段地址（16位）：偏移地址（16位）
- 段地址4位对齐
保护模式（Protect Mode）
- 32位地址空间：4G内存
- 支持多任务、任务切换、上下文保护
- 进程隔离：代码和数据的安全
- 支持分段机制和分页机制
- 新的寄存器
- EAX~EDX：扩充到32位
- CR0~CR4
- GDTR
- LDTR
- IDTR
- ……
保护模式的寄存器模型
控制寄存器CR0
CR0的低5位组成机器状态字（MSW）
- PE：0—实模式；1—保护模式
- MP：1（系统有数字协处理器时）
- EM：0（仿真协处理器）
- TS：任务切换，切换任务时自动设置
- PG：允许分页
控制寄存器CR2
如果发生缺页，引发缺页的线性地址保存在CR2中
控制寄存器CR3
CR3包含页目录基址：高20位
x86 CPU架构下的三种地址
逻辑地址：汇编语言（段：偏移）
若在保护模式下，DS不能理解为段基址
线性地址：由逻辑地址转换得到
物理地址
未分页 线性地址==物理地址
分页 线性地址!=物理地址
x86 CPU架构下的三种地址
线性地址（Linear Address）是逻辑地址到物理地址变换之间的中间层。在分段部件中逻辑地址是段中的偏移地址，然后加上基地址就是线性地址。
第一级：段机制（逻辑地址到线性地址）
第二级：分页机制（线性地址到物理地址）
逻辑地址、物理地址、线性地址
Intel架构下
凡是在代码中书写的内存地址都是逻辑地址，也就是采用基地址+偏移量，我们能够直接看到的也是逻辑地址，通过左移等操作可以计算出对应的物理地址（在实模式下逻辑地址与物理地址没有中间层所以是可以的，但是在保护模式则是行不通的，再说）
实模式下
逻辑地址通过左移等操作可以计算出对应的物理地址
保护模式
- 在逻辑地址和物理地址之间多了一个中间层线性地址
- 逻辑地址左移等操作计算出来的是线性地址而不再是物理地址了, 线性地址就是32位的整数
- 通过分页机制将线性地址转为32位的物理地址
7.4.2 Intel CPU段机制
段与段描述符
段
一段连续内存
段描述符
描述段的属性，8字节（保护模式）
- 段基址
- 段界限
- 段属性
- 段类型
- 访问该段所需最小特权级
- 是否在内存
- ……
描述符（Descriptor）
段基址：32位（段基址1+段基址2）
段界限：20位（段界限1+段界限2）
| TYPE值 | 数据段和代码段描述符 S=1 | 系统段和门描述符 S=0 |
|---|---|---|
| 0 | 只读 | <未定义> |
| 1 | 只读，已访问 | 可用286TSS |
| 2 | 读／写 | LDT |
| 3 | 读／写，已访问 | 忙的286TSS |
| 4 | 只读，向下扩展 | 286调用门 |
| 5 | 只读，向下扩展，已访问 | 任务门 |
| 6 | 读／写、向下扩展 | 286中断门 |
| 7 | 读／写，向下扩展，已访问 | 286陷阱门 |
| 8 | 只执行 | <未定义> |
| 9 | 只执行、已访问 | 可用386TSS |
| A | 执行／读 | <未定义> |
| B | 执行／读、已访问 | 386TSS |
| C | 只执行、一致码段 | 386调用门 |
| D | 只执行、一致码段、已访间 | <未定义> |
| E | 执行／读、一致码段 | 386中断门 |
| F | 执行／渎、一致码段、已访问 | 386陷阱门 |
描述符的数据结构
typedef struct Descriptor {
unsigned int base24_31; //:8 基地址的高8位
unsigned int g; //:1 段长单位，0：字节
unsigned int d_b; //:1
unsigned int unused; //:1
unsigned int avl; //:1
unsigned int seg_limit_16_19; //:4 段界限高4位
unsigned int p; //:1
unsigned int dpl; //:1
unsigned int s; //:1
unsigned int type; //:4
unsigned int base_0_23; //:24 基地址的低24位
unsigned int seg_limit_O_15; //:16 段界限低16位
}
描述符表（Descriptor Table）
描述符表
存放描述符的数组
长度：8字节的整数倍
描述符表类型
- 全局描述符表GDT：Global Descriptor Table
- 局部描述符表LDT：Local Descriptor Table
- 中断描述符表IDT：Interrupt Descriptor Table
全局描述符表GDT：Global Descriptor Table
包含所有进程可用的段描述符，系统进1个GDT表
局部描述符表LDT：Local Descriptor Table
包含与特定进程有关的描述符，每个进程由自己的LDT
中断描述符表IDT：Interrupt Descriptor Table
包含终端服务程序段的描述符（中断门描述符）
类似中断向量表
选择子（Selector）
选择子用于选择GDT/LDT中的某个描述符
- 存放在段寄存器中：高13位是整数索引。
构成
- 索引域（INDEX）：13位，给出段描述符在GDT或者IDT中的位置
- TI域（Table Indicator）：1位，GDT（0）或IDT（1）
- 特权级别域（Request Privilege Level）：2位
例：LDT基址0012 0000H，GDT基址00100000H，CS=1007H
- 请求的特权级是多少？
- 目标段的描述符位于GDT中还是LDT中？
- 目标段的描述符的基地址是多少？
解：(CS)=1007H=0001 0000 0000 0111B
RPL=3，申请的特权级位3
TI=1，描述符位于LDT内
描述符相对于LDT基址的偏移量位
\(0001 0000 0000 0B \times 8=512 \times 8 = 4096 = 1000H\)
段描述符的地址为
\(0012 0000H + 1000H = 0012 1000H\)
把逻辑地址转换到线性地址（32位，4G）
7.4.3 Linux页面机制
硬件分页
分页
- Intel CPU的页
- 通过设置CR0的PG位开启分页功能
- 分页：线性地址→物理地址（线性地址是分段功能获取的）
- 在MMU中进行分页
Linux的三级页表结构
普通页表实现时的问题
32位OS（4G空间），每页4K，页表每个记录占4字节
- 进程的页数：4G/4K=1M个页
- 页表的记录应有1M条记录
- 页表所占内存：1M*4字节=4M
- 页表占页框数：4M/4K=1K页框（连续）
- 页表所占内存：1M*4字节=4M
- 页表的记录应有1M条记录
问题：
- 难以找到连续1K个页框存放页表
- 页表全部放入过度消耗内存（4M）
解决办法
- 将4M的超大页表存储到离散的1K个页框中
- 仅将页表的部分内容调入内存
| 页号 | 页框号 | 中断位 | 外存地址 | 访问位 | 修改位 |
|---|---|---|---|---|---|
| 0 | 8 | 0 | 4000 | 1 | 0 |
| 1 | 24 | 0 | 8000 | 1 | 1 |
| … | … | … | … | … | … |
二级页表
把超大的页表（4M）以页为单位分成若干个小页表，存入离散的若干个页框中
为了对小页表进行管理和查找，另设置一个叫页目录的表，记录每个小页表的存放位置（页框号）
- 页目录实际上是一个特殊页表：每个记录存放的是小页表的标号和其所在的页框号之间的对应关系
页目录：一级页表或外部页表；小页表：二级页表
Windows NT二级页表的结构
页目录号：小页表页号（页目录的索引）31-22
页号：页面的编号（页表的索引）21-12
页偏移：页偏移 11-0
二级页表地址的映射特点
- 访问数据需要三次访问内存
- 页目录调入内存
- 页表按需要调入内存
- 页面、页表、页目录的大小都刚好4K（占一个页框）
7.4.4 Linux对段的支持
Linux段机制
进程建立时，段机制对寄存器初始化：start_thread()
#define start_thread(regs, new_eip, new_esp) do {
__asm__("movl %0,%%fs ; movl %0,%%gs": :"r" (0));
set_fs(USER_DS);
//对段寄存器初始化
//__USER_DS数据段
regs->xds = __USER_DS;
regs->xes = __USER_DS;
regs->xss = __USER_DS;
//__USER_CS代码段
regs->xcs = __USER_CS;
regs->eip = new_eip;
regs->esp = new_esp;
} while (0)
#define __KERNEL_CS 0X10
#define __KERNEL_DS 0x18
#define __USER_CS 0x23
#define __USER_DS 0x2B
| 宏 | 值 | INDEX | TI | DPL |
|---|---|---|---|---|
| __KERNEL_CS | 0X10 | 0000 0000 0001 0 | 0 | 0 0 |
| __KERNEL_DS | 0x18 | 0000 0000 0001 1 | 0 | 0 0 |
| __USER_CS | 0x23 | 0000 0000 0010 0 | 0 | 1 1 |
| __USER_DS | 0x2B | 0000 0000 0010 1 | 0 | 1 1 |
INDEX：2,3,4,5；TI=0；DPL：0、3
GDT定义
ENTRY(gdt_table)
.quad 0x0000000000000000 /*NULL descriptor*/
.quad 0x0000000000000000 /*not used*/
.quad 0x00cf9a000000ffff /*0x10 kernel 4GB code at 0x00000000*/
.quad 0x00cf92000000ffff /*0x18 kernel 4GB data at 0x00000000*/
.quad 0x00cffa000000ffff /*0x23 user 4GB code at 0x00000000*/
.quad 0x00cff2000000ffff /*0x2b user 4GB data at 0x00000000*/
.quad 0x0000000000000000 /*not used*/
.quad 0x0000000000000000 /*not used*/
xxxx xxxx Gl00 hhhhPDP0 1010 xxxx xxxx xxxx xxxx xxxx xxxx hhhh hhhh hhhh hhhh
K_CS:0000 0000 1100 111110011010 0000 0000 0000 0000 0000 0000 1111111111111111
K_DS:0000 0000 1100 11111001 0010 0000 0000 0000 0000 0000 0000 1111111111111111
U_CS:0000 0000 1100 111111111010 0000 0000 0000 0000 0000 0000 1111111111111111
U_DS:0000 0000 1100 11111111 0010 0000 0000 0000 0000 0000 0000 1111111111111111 .
- XXXX：基地址；hhhh：段界限
- G位倒是1（段长单位4KB）；P位都是1（段在内存）
Linux的段机制
- Linux四个范围一样的段：0~0xFFFFFFFF（4G）
- 内核数据段|内核代码段|用户数据段|用户代码段
- 各段属性不同
- 内核段特权级为0
- 用户段特权级位3
- 作用
- 利用段机制隔离用户数据和系统数据
- 保留段的等级保护机制
- 简化（避免）逻辑地址到线性地址转换
- 可以直接将虚拟地址当作线性地址，二者完全一致
- 利用段机制隔离用户数据和系统数据
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