内存地址转换和分段.docVIP

内存地址转换与分段 在支持Intel的主板芯片组上，CPU对内存的访问是通过连接着CPU和北桥芯片的前端总线来完成的。在前端总线上传输的内存地址都是物理内存地址，编号从0开始一直到可用物理内存的最高端。这些数字被北桥映射到实际的内存条上。物理地址是明确的、最终用在总线上的编号，不必转换，不必分页，也没有特权级检查。然而，在CPU内部，程序所使用的是逻辑内存地址，它必须被转换成物理地址后，才能用于实际内存访问。从概念上讲，地址转换的过程如下图所示： x86 CPU开启分页功能后的内存地址转换过程 此图并未指出详实的转换方式，它仅仅描述了在CPU的分页功能开启的情况下内存地址的转换过程。如果CPU关闭了分页功能，或运行于16位实模式，那么从分段单元（segmentation unit）输出的就是最终的物理地址了。当CPU要执行一条引用了内存地址的指令时，转换过程就开始了。第一步是把逻辑地址转换成线性地址。但是，为什么不跳过这一步，而让软件直接使用线性地址（或物理地址呢？）其理由与：“人类为何要长有阑尾？它的主要作用仅仅是被感染发炎而已”大致相同。这是进化过程中产生的奇特构造。要真正理解x86分段功能的设计，我们就必须回溯到1978年。 最初的8086处理器的寄存器是16位的，其指令集大多使用8位或16位的操作数。这使得代码可以控制216个字节（或64KB）的内存。然而Intel的工程师们想要让CPU可以使用更多的内存，而又不用扩展寄存器和指令的位宽。于是他们引入了段寄存器（segment register），用来告诉CPU一条程序指令将操作哪一个64K的内存区块。一个合理的解决方案是：你先加载段寄存器，相当于说“这儿！我打算操作开始于X处的内存区块”；之后，再用16位的内存地址来表示相对于那个内存区块（或段）的偏移量。总共有4个段寄存器：一个用于栈（ss），一个用于程序代码（cs），两个用于数据（ds，es）。在那个年代，大部分程序的栈、代码、数据都可以塞进对应的段中，每段64KB长，所以分段功能经常是透明的。 现今，分段功能依然存在，一直被x86处理器所使用着。每一条会访问内存的指令都隐式的使用了段寄存器。比如，一条跳转指令会用到代码段寄存器（cs），一条压栈指令（stack push instruction）会使用到堆栈段寄存器（ss）。在大部分情况下你可以使用指令明确的改写段寄存器的值。段寄存器存储了一个16位的段选择符（segment selector）；它们可以经由机器指令（比如MOV）被直接加载。唯一的例外是代码段寄存器（cs），它只能被影响程序执行顺序的指令所改变，比如CALL或JMP指令。虽然分段功能一直是开启的，但其在实模式与保护模式下的运作方式并不相同的。 在实模式下，比如在引导启动的初期，段选择符是一个16位的数值，指示出一个段的开始处的物理内存地址。这个数值必须被以某种方式放大，否则它也会受限于64K当中，分段就没有意义了。比如，CPU可能会把这个段选择符当作物理内存地址的高16位（只需将之左移16位，也就是乘以216）。这个简单的规则使得：可以按64K的段为单位，一块块的将4GB的内存都寻址到。遗憾的是，Intel做了一个很诡异的设计，让段选择符仅仅乘以24（或16），一举将寻址范围限制在了1MB，还引入了过度复杂的转换过程。下述图例显示了一条跳转指令，cs的值是0x1000： 实模式分段功能 实模式的段地址以16个字节为步长，从0开始编号一直到0xFFFF0（即1MB）。你可以将一个从0到0xFFFF的16位偏移量（逻辑地址）加在段地址上。在这个规则下，对于同一个内存地址，会有多个段地址/偏移量的组合与之对应，而且物理地址可以超过1MB的边界，只要你的段地址足够高（参见臭名昭著的A20线）。同样的，在实模式的C语言代码中，一个远指针（far pointer）既包含了段选择符又包含了逻辑地址，用于寻址1MB的内存范围。真够“远”的啊。随着程序变得越来越大，超出了64K的段，分段功能以及它古怪的处理方式，使得x86平台的软件开发变得非常复杂。这种设定可能听起来有些诡异，但它却把当时的程序员推进了令人崩溃的深渊。 在32位保护模式下，段选择符不再是一个单纯的数值，取而代之的是一个索引编号，用于引用段描述符表中的表项。这个表为一个简单的数组，元素长度为8字节，每个元素描述一个段。看起来如下： 段描述符 有三种类型的段：代码，数据，系统。为了简洁明了，只有描述符的共有特征被绘制出来。基地址（base address）是一个32位的线性地址，指向段的开始；段界限（limit）指出这个段有多大。将基地址加到逻辑地址上就形成了线性地址。DPL是描述符的特权级（privileg