linux 下段地址,Linux的分段分页及地址转换机制

保护模式现代操作系统的基础，理解他是我们要翻越的第一座山。保护模式是相对实模式而言的，他们是处理器的两种工作方式。很久以前大家使用的dos就是运行在实模式下，而现在的windows操作系统则是运行在保护模式下。两种运行模式有着较大的不同。

实模式由于是由8086/8088发展 而 来因此他更像是一个运行单片机的简单模式，计算机启动后首先进入的就是实模式，通过8086/8088只有20根地址线所以它的寻址范围只有2的20次 幂，即1M。内存的访问方式就是我们熟悉的seg: offset逻辑地址方式，例如我们给出地址逻辑地址它将在cpu内转换为20的物理地址，即将seg左移4位再加上offset值。例如地址 1000h:5678h，则物理地址为10000h+5678h=15678h。实模式在后续的cpu中被保留了下来，但实模式的局限性是很明显的，由于 使用seg: offset逻辑地址只能访问1M多一点的内存空间，在拥有32根地址线的cpu中访问1M以上的空间则变得很困难。而且随着计算机的不断发展实模式的工 作方式越来越不能满足计算机对资源(存储资源和cpu资源等等)的管理，由此产生了新的管理方式——保护模式。

80386及以上的处理器功能要大大超过其先前的处理器，但只有在保护模式下，处理器才能发挥作用。在保护模式下，全部32根地址线有效，可寻址4G的物 理地址空间；扩充的存储分段机制和可选的存储器分页机制，不仅为存储器共享和保护提供了硬件支持，而且为实现虚拟存储器提供了硬件支持；支持多任务；4个 特权级和完善的特权级检查机制，实现了数据的安全和保密。计算机启动后首先进入的就是实模式，通过设置相应的寄存器才能进入保护模式(以后介绍)。保护模 式是一个整体的工作方式，但分步讨论由浅入深更利于学习。

1. 关于几个寄存器和结构说明

寄存器CR0：CR0的第0位(PE)决定是否开启保护模式。0时CPU 工作于实模式，寻址方式为16位段基址*16+16位偏移地址，寻址1M空间，段基址取决于段寄存器CS/SS/DS/ES/FS/GS的内容，但与保护模式下的段式存储管理不同。CR0的第31位(PG)决定是否开启分页。1时寻址如下所述，0时线性地址即物理地址。

寄存器CR3：CR3的高20位是页目录表首地址的高20位，页目录表首地址的低20位将是0，也就是说，页目录表将以4KB对齐。类似地，PDE中的页表基址以及PTE中的页基址也是用高20位来表示4KB对齐的页表和页。

寄存器CS/SS/DS/ES/FS/GS：在保护模式下作为Seg. Selector(段选择子)，在实模式下存放段基址。

寄存器GDTR/LDTR：保护模式下存放全局/局部描述符表的基址，实模式下没有。

GDT/LDT：全局描述符表/局部描述符表。

Seg. Descriptors：段描述符，作为GDT的表项。主要由三个部分组成：段基址、段界限、段属性。

2. 实模式下寻址(略)

3. 保护模式下寻址

3.1分段分页机制

1. 分段机制

80386的两种工作模式：80386的工作模式包括实地址模式和虚地址模式(保护模式)。Linux主要工作在保护模式下。

在保护模式下，80386虚地址空间可达16K个段，每段大小可变，最大达4GB。从逻辑地址到线性地址的转换由80386分段机制管理。段寄存器CS、DS、ES、SS、FS或GS标识一个段。这些段寄存器作为段选择器，用来选择该段的描述符。

图1：分段逻辑地址到线性地址转换图

下载 (10.56 KB)

2009-9-13 13:24

2. 分页机制

分页机制是在段机制之后进行的，它进一步将线性地址转换为物理地址。80386使用4K字节大小的页，且每页的起始地址都被4K整除。因此，80386把4GB字节线性地址空间划分为1M个页面，采用了两级表结构。

两级表的第一级表称为页目录，存储在一个4K字节的页中，页目录表共有1K个表项，每个表项为4个字节，线性地址最高的10位(22-31)用来产生第一 级表索引，由该索引得到的表项中的内容定位了二级表中的一个表的地址，即下级页表所在的内存块号。第二级表称为页表，存储在一个4K字节页中，它包含了 1K字节的表项，每个表项包含了一个页的物理地址。二级页表由线性地址的中间10位(12-21)位进行索引，定位页表表项，获得页的物理地址。页物理地 址的高20位与线性地址的低12位形成最后的物理地址。

图2：利用两级页表转换地址

下载 (13.14 KB)

2009-9-13 13:24

3. 用户空间和内核空间

用户空间：在Linux中，每个用户进程都可以访问4GB的线性虚拟内存空间。其中从0到3GB的虚存地址是用户空间，用户进程可以直接访问。

内核空间：从3GB到4GB的虚存地址为内核态空间，存放供内核访问的代码和数据，用户态进程不能访问。所有进程从3GB到4GB的虚拟空间都是一样的，linux以此方式让内核态进程共享代码段和数据段。

3.2保护模式的地址转换

保护模式下的存储方式主要体现在内存访问方式上，由于兼容和IA32框架的限制，保护模式在内存访问上延用了实模式下的seg: offset的形式(即：逻辑地址)，其实seg: offset的形式在保护模式下只是一个躯壳，内部的存储方式与实模式截然不同。在保护模式下逻辑地址并不是直接转换为物理地址，而是将逻辑地址首先转换 为线性地址，再将线性地址转换为物理地址。如图一：

下载 (6.81 KB)

2009-9-13 13:24

线性地址是个新概念，但大家不要把它想的过于复杂，简单的说他就是0000000h~ffffffffh(即0~4G)的线性结构，是32个bit位能表 示的一段连续的地址，但它是一个概念上的地址，是个抽象的地址，并不存在在现实之中。线性地址地址主要是为分页机制而产生的。处理器在得到逻辑地址后首先 通过分段机制转换为线性地址，线性地址再通过分页机制转换为物理地址最后读取数据。如图二：

下载 (11.75 KB)

2009-9-13 13:24

分段机制是必须的，分页机制是可选的，当不使用分页的时候线性地址将直接映射为物理地址，设立分页机制的目的主要是为了实现虚拟存储。先来介绍一下分段机制，以下文字是介绍如何由逻辑地址转换为线性地址。

分段机制在保护模式中是不能被绕过得，回到我们的seg: offset地址结构，在保护模式中seg有个新名字叫做“段选择子”(seg..selector)。段选择子、GDT、LDT构成了保护模式的存储结 构，如图三，GDT、LDT分别叫做全局描述符表和局部描述符表，描述符表是一个线性表(数组)，表中存放的是描述符。

下载 (21.89 KB)

2009-9-13 13:24

“描述符”是保护模式中的一个新概念，它是一个8字节的数据结构，它的作用主要是描述一个段(还有其他作用以后再说)，用描述表中记录的段基址加上逻辑地 址(sel: offset)的offset转换成线性地址。描述符主要包括三部分：段基址(Base)、段限制(Limit)、段属性(Attr)。一个任务会涉及多 个段，每个段需要一个描述符来描述，为了便于组织管理，80386及以后处理器把描述符组织成表，即描述符表。在保护模式中存在三种描述符表 “全局描述符表”(GDT)、“局部描述符表”(LDT)和中断描述符表(IDT)(IDT在以后讨论)。

(1) 全局描述符表GDT(Global Descriptor Table)：在整个系统中，全局描述符表GDT只有一张，GDT可以被放在内存的任何位置，但CPU必须知道GDT的入口，也就是基地址放在哪 里，Intel的设计者门提供了一个寄存器GDTR用来存放GDT的入口地址，程序员将GDT设定在内存中某个位置之后，可以通过LGDT指令将GDT的 入口地址装入此积存器，从此以后，CPU就根据此寄存器中的内容作为GDT的入口来访问GDT了。GDTR中存放的是GDT在内存中的基地址和其表长界 限。 其结构如下所示：

下载 (5.93 KB)

2009-9-13 13:24

(2) 段选择子(Selector)由GDTR访问全局描述符表是通过“段选择子”(实模式下的段寄存器)来完成的，如图三①步。段选择子是一个16位的寄存器(同实模式下的段寄存器相同)，其结构如下所示：

下载 (2.89 KB)

2009-9-13 13:24

段选择子包括三部分：描述符索引(index)、TI、请求特权级(RPL)。他的index(描述符索引)部分表示所需要的段的描述符在描述符表的位 置，由这个位置再根据在GDTR中存储的描述符表基址就可以找到相应的描述符(如图三①步)。然后用描述符表中的段基址加上逻辑地址 (SEL:OFFSET)的OFFSET就可以转换成线性地址(如图三②步)，段选择子中的TI值只有一位0或1，0代表选择子是在GDT选择，1代表选 择子是在LDT选择。请求特权级(RPL)则代表选择子的特权级，共有4个特权级(0级、1级、2级、3级)。例如给出逻辑地 址：21h:12345678h转换为线性地址

a. 选择子SEL=21h=0000000000100 0 01b 他代表的意思是：选择子的index=4即100b选择GDT中的第4个描述符；TI=0代表选择子是在GDT选择；左后的01b代表特权级RPL=1。

b. OFFSET=12345678h若此时GDT第四个描述符中描述的段基址(Base)为11111111h，则线性地址=11111111h+12345678h=23456789h。

(3) 局部描述符表LDT(Local Descriptor Table)：局部描述符表可以有若干张，每个任务可以有一张。我们可以这样理解GDT和LDT：GDT为一级描述符表，LDT为二级描述符表。GDT与LDT的结构关系如下图：

下载 (20.51 KB)

2009-9-13 13:24

LDT和GDT从本质上说是相同的，只是LDT嵌套在GDT之中。LDTR记录局部描述符表的起始位置，与GDTR不同LDTR的内容是一个段选择子。由 于LDT本身同样是一段内存，也是一个段，所以它也有个描述符描述它，这个描述符就存储在GDT中，对应这个表述符也会有一个选择子，LDTR装载的就是 这样一个选择子。LDTR可以在程序中随时改变，通过使用lldt指令。如图五，如果装载的是Selector 2则LDTR指向的是表LDT2。举个例子：如果我们想在表LDT2中选择第三个描述符所描述的段的地址12345678h。

1. 首先需要装载LDTR使它指向LDT2 使用指令lldt将Select2装载到LDTR

2. 通过逻辑地址(SEL:OFFSET)访问时SEL的index=3代表选择第三个描述符；TI=1代表选择子是在LDT选择，此时LDTR指向的是 LDT2,所以是在LDT2中选择，此时的SEL值为1Ch(二进制为11 1 00b)。OFFSET=12345678h。逻辑地址为1C:12345678h

3. 由SEL选择出描述符，由描述符中的基址(Base)加上OFFSET可得到线性地址，例如基址是11111111h，则线性地址=11111111h+12345678h=23456789h

4. 此时若再想访问LDT1中的第三个描述符，只要使用lldt指令将选择子Selector 1装入再执行2、3两步就可以了(因为此时LDTR又指向了LDT1)

由于每个进程都有自己的一套程序段、数据段、堆栈段，有了局部描述符表则可以将每个进程的程序段、数据段、堆栈段封装在一起，只要改变LDTR就可以实现对不同进程的段进行访问。(LDT的作用)

存储方式是保护模式的基础，学习他主要注意与实模式下的存储模式的对比，总的思想就是首先通过段选择子在描述符表中找到相应段的描述符，根据描述符中的段基址首先确定段的位置，再通过OFFSET加上段基址计算出线性地址。

下载次数:0

2009-9-13 13:24