x86寻址

看linux内核之前有些i86的基础知识，开始的内存管理就是很不清楚，于是总结一下。主要是看的毛德操的书。

从8088到80386是Intel处理器的一个跨越，后面的各种很牛的处理器虽然性能比386要好的多，但是由于在内存管理上延续了386的方式，所以在这个方面只要看懂386就可以了。其中286是一个过渡的阶段，他实现了实模式到保护模式的转变。

通 常所说的cpu为16位，32位都是说的cpu内部ALU的宽度。同时对于系统总线包括的数据总线很明显要与ALU宽度相同（他要想ALU传数据，那么最 好是相同，否则就复杂了），而地址总线对应了cpu的外部寻址能力，如果和ALU相同，固然是很好实现与操作，但是当cpu是8位的时候就不能满足要求 （只有256个可寻址单元）。也就是说，地址总线与ALU相同保护满足需求，使得采用其他方式来扩大寻址能力。

Intel在此选择了分段的 方式，286前在cpu中增加四个段寄存器（cs，ds，ss，es ），就是我们通常很熟悉的代码段寄存器，数据段寄存器，堆栈段寄存器和扩展段寄存 器。内部的16位地址的高12位与其相对应的段寄存器相加，在将原有的低4位保留，得到了一个20位的寻址能力的地址。这就是286中实模式的方式。显 然，可以通过改变段寄存器的方式访问内存的任一位置，那么对内核的安全将不能保护（这也是保护模式的名称来源）。于是在286以后就采用了一定的方式来避 免内核的得不到保护。

虽然我们可以看到，在386的32总线上，我们可以实现4G访问能力，但是Intel为了节省开发时间，继续使用以前的4个寄存器，就想到了在实模式的基础上实现保护模型的构想，也就使得我们今天学习段式内存管理的根本原因。

从 前面的经验，为什么不能实现保护模式，一个是对基址没有要求，一个对段长度也没有限制，那么想实现就要解决这两个问题。于是在新的方式中，段寄存器不能单 单是个基址，应该是个指向一个数据结构的指针，在指针的位置，说明了基址，说明了段长度，还应该有访问权限，这样就达到了内存保护的目的。实现是在386 中，增加了两个段寄存器：fs和gs。六个段寄存器指向的内存单元作为段指针的“影子”结构，装载在cpu内。

具体实现过程：

增 加两个寄存器：GDTR和LDTR，称为全局段描述表寄存器（glabl descriptor table register）和局部段描述表寄存器，分别指向内存中一个段描述结构数组，称为段描述表。访问这两个寄存器需要特权指令。原有的16位的六个段寄存 器，分为低3位和高13位（8192种选择）。高13位作为描述表结构的下标。下标加指向段描述表的指针决定描述表在内存中的位置。

而段描述表有8个字节，其中规定了段的基址和段长以及其他信息。

每当段寄存器内容发生改变的时候，cpu将对应的六个影子结构也装载到里面。影子结构是对段寄存器的扩充。程序可见的是段寄存器，而影子结构是不可见的。

可 以知道这样的实现是很复杂的，但是如果我们使用一个特例的话将是很方便。将所有段寄存器的都指向同一个描述表，将描述表中的基址变为0，段长度位32的最 大，那么cpu内部地址就是地址总线的地址，这也与开始的想法是一致的。值得说明的是，linux正是使用的这种平坦结构。

更多细节，请参看毛的书！