分析内核的入口－寻址方式

在操作系统教学的过程中，让我如噎在喉就是感到那虚拟内存管理像虚无飘渺的海市。分段，分页，地址转换，虚拟内存，快表……就像云层里的星星，我们只能仰望，而无法触摸。

汤子赢96版《计算机操作系统》一书在OS/2存储器管理中，提到了Intel80386的寻址方式和其存储管理方式，虽然内容有限，但知道了GDT表（也就是段表），实实在在的页表，CR3寄存器等等这些力挺虚存管理的硬件兄弟。于是，保护模式成了我们从云端站到地上的一座灯塔，几经搜索，找到了《保护模式下80386及其编程》这本书。

依然记得硬啃这本书时的那种艰辛。段，那个出现在8086中的概念，在80386（简称IA32）中变得复杂繁琐。这不仅是因为从16位寻址到32位寻址的变化，还因为段在IA32中承载更多的东西：基地址（32位），界限（20位），属性（12位）。显然，16位的段寄存器无法容纳这总共64位的信息，于是这些信息进段表（所谓的段描述符表），而段寄存器存放的就是段号（其实就是这么简单，尽管英文中把段寄存器存放的内容称为选择符selector）。

在IA32上任意给出的地址都是一个虚拟地址，即任意一个地址都是通过“选择符:偏移量”的方式给出的，这是段机制存访问模式的基本特点。所以在IA32上设计操作系统时无法回避使用段机制。一个虚拟地址最终会通过“段基地址＋偏移量”的方式转化为一个线性地址。但是，由于绝大多数硬件平台都不支持段机制，只支持分页机制，所以为了让Linux具有更好的可移植性，我们需要去掉段机制而只使用分页机制。

但不幸的是，IA32规定段机制是不可禁止的，因此不可能绕过它直接给出线性地址空间的地址。万般无奈之下，Linux的设计人员干脆让段的基地址为0，而段的界限为4GB，这时任意给出一个偏移量，则等式为“0+偏移量=线性地址”，也就是说“偏移量＝线性地址”。另外由于段机制规定“偏移量 < 4GB”，所以偏移量的范围为0H～FFFFFFFFH，这恰好是线性地址空间范围，也就是说虚拟地址直接映射到了线性地址。看来，Linux在没有回避段机制的情况下巧妙地把段机制给绕过去了。

另外，由于IA32段机制还规定，必须为代码段和数据段创建不同的段，所以Linux必须为代码段和数据段分别创建一个基地址为0，段界限为4GB的段描述符。不仅如此，由于Linux内核运行在特权级0，而用户程序运行在特权级别3，根据IA32的段保护机制规定，特权级3的程序是无法访问特权级为0的段的，所以Linux必须为内核和用户程序分别创建其代码段和数据段。这就意味着Linux必须创建4个段描述符——特权级0的代码段和数据段，特权级3的代码段和数据段。

如果这么定义段，则段保护的第一个作用就失去了，因为这些段使用完全相同的线性地址空间（0～4GB）， 它们互相覆盖。可以设想，如果不使用分页的话，线性地址空间直接被映射到物理空间，则你修改任何一个段的数据，都会同时修改其它段的数据，段机制所提供的 通过“基地址：界限”方式本来将线性地址空间分割，以让段与段之间完全隔离，这种实现段保护的方式根本就不起作用了。那么，这是不是意味着用户可以随意修 改内核数据？显然不是的，这是因为，一方面用户段和内核段具有不同的特权级别，另一方面，Linux之所以这么定义段，正是为了实现一个纯的分页，而分页机制会提供给我们所需要的保护。