06第六章_存储管理(左加)1概论.ppt

6.6 Intel x86分段和分页存储结构 Intel x86系列CPU提供三种工作模式： (1)实模式：段式或不分段，不区分特权级，不能启动分页机制，寻址范围1M。 (2)保护模式：采用分段机制，可启动分页机制，可有段式、页式、段页式。 (3)虚拟8086模式：保护模式下对实模式的仿真，允许多个8086程序同时在386以上CPU上运行。 Intel8086虚拟存储管理两个核心表： LDT（局部描述符表）：每个进程一个，描述每个进程属于自己的段，包括代码段、数据段、堆栈段、扩展段等的基地址、段大小和有关控制信息；长达8K GDT（全局描述符表）：系统一个，描述操作系统自己的基地址、段大小和控制信息；长达8K (b) 段寄器高13位为段选择符 (a)虚拟地址 段选择符 47 32 31 0 index T RPL 15 2 1 0 0=GDT / 1=LDT 特权级 Intel x86虚拟地址和段选择符 偏移量 虚拟地址段和寄存器： 虚拟地址空间大小 虚拟地址空间共包含16K个存储器分段，其中GDT映射一半（8192个）全局虚拟地址空间，LDT映射另一半（8192个）局部虚拟地址空间， 发生进程切换时，LDT更新为待执行进程的LDT，而GDT保持不变。 由于每段偏移量32位、即=4GB，整个虚存地址空间=16K×4GB=64TB。 控制寄存器 CR0 第0位：PE位（0：实模式；1：保护模式） 第31位：PG位（0：不启动分页；1：启动分页） CR1 CR2 保存缺页中断时所缺页的线性地址 CR3 （运行进程）页目录表的起始地址， 系统运行四种模式 段页模式 CR0的：PE=1（保护模式），PG=1（启动分页） 每个进程213=8192个段，每个段220个页； 纯分页模式 CR0的：PE=1（保护模式），PG=1（启动分页） 6个段寄存器设置为同一个段描述符来实现不分段（实际仅有1段），段描述符基址=0，段大小4G) 纯分段模式 CR0的：PE=1（保护模式），PG=0（不启动分页） 每个进程可有213=8192个段，每个段220个字节 虚拟386模式 保护模式下，既不分段，也不分页 描述符 描述符表中的描述符是存储管理硬件MMU管理虚存空间分段的依据。 一个描述符直接对应于虚存空间中的一个主存分段，定义段的基址、大小和属性 。 基址24-31 G D 0 长度16-19 P DPL S type A 基址16-23 基址0-15位 长度0-15位 虚拟地址→线性地址 虚拟地址(16位选择符+32位偏移量)到物理地址的转换要分两步，MMU使用分段机制把48位虚拟地址先转换成32位线性地址，转换过程是通过描述符表中的描述符来实现的。 段选择符被装入段选择符寄存器时，从选择符的T位就知道是选LDT或GDT，再根据index，由硬件自动从表中取出描述符装入到段描述符高速缓存寄存器，实现16位选择符到32位段基址的转换， 把描述符中的32位段基址与32位偏移量相加便形成32位线性地址。 线性地址→物理地址 启用分页机制时，需要通过分页机制进行笫二次地址转换。由分段得到的线性地址分成三个域：10位页目录dir、10位页page和12位偏移量offset。 根据控制寄存器CR3给出的页目录表起址，用dir作索引在页目录表中找到指向页表的起址，再用page作索引在页表中查找到页框起址，再把偏移量加到页框起址上，得到访问单元的物理地址。 段页式地址转换过程 虚拟地址 段选择符(16位) 偏移量(32位) T=0/1 GDT/LDT段描述符表 8个字节的 段描述符 8个字节的 段描述符 8个字节的 段描述符 … CR0的PE=0线性地址就是物理地址 线性地址(32位) 1024 表项 页目录Dir(10位) 页Page(10位) 偏移量Offset(12位) 页目录项 页目录项 页目录项 页目录项 ． ． 页目录 页表项 页表项 页表项 ． ． 页表页 物理地址(32位) 1024 表项 CR3 访问权限 32位段基址 限长 CR0的PE和PG=1分页方式 4.7 Linux虚拟存储管理 4.7.1 Linux虚拟存储管理概述 在Linux中，进程可访问4GB虚拟地址空间，从0到3GB被用户进程独占；从3GB到4GB是内核空间，由所有核心态进程共享，存放系