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2008-08-30 15:48:18
II. X86的分页机制和相应系统结构
32bits的线性地址空间可以直接映射到物理地址空间，也可以间接映射到许多小块的物理空间（磁盘存储空间）上。这种间接映射方式就是分页机制。X86可用页大小为4KB、2MB和4MB（2MB和4MB只能在Pentium和Pentium Pro处理器中使用，本文中限定采用4KB页）。
在分页机制，X86使用了四种数据结构：
• 页目录项（PDE，Page Directory Entry）：32bits结构，高20bits为页表基地址（物理地址），以4KB为递增单位，低12bits为页表属性，具体换算参见后面初始化部分；
• 页目录（Page directory）：存储页目录项，位于一页中，总共可容纳1024个页目录项；
• 页表项（PTE，Page Table Entry）：32bits结构，高20bits为页基地址（物理地址），低12bits为页属性；
• 页表（Page table）：存储页表项，位于一页中，总共可容纳1024个页表项；
• 页（Page）：4KB的连续地址空间；
为了实现分页机制和提高地址转换的效率，X86提供和使用了如下的硬件结构：
• 页标志位（PG，Page）：该标志位为1，说明采用页机制；实际就是控制寄存器CR0的第31bit；
• 页缓存/快表（TLBs，Translation Lookaside Buffers）：存储最近使用的PDE和PTE，以提高地址转换的效率；
• 页目录基地址寄存器（PDBR，Page Directory Base Register）：用于存储页目录的基地址（物理地址），实际就是控制寄存器CR3；
为了实现将线性地址映射到物理地址，X86将32bits线性地址解释为三部分：第31bit到第22bit为页目录中的偏移，用于索引页目录项（得到对应页表的基地址）；第21bit到第12bit为页表中的偏移，用于索引页表项（得到对应页的基地址）；第11bit到第0bit为页中的偏移。这样，通过两级索引和页中的偏移量，最后能正确得到线性地址对应的物理地址。关于分页机制的详细描述和作用。
LINUX的分段策略
Linux在X86上采用最低限度的分段机制，其目的是为了避开复杂的分段机制，提高Linux在其他不支持分段机制的硬件平台的可移植性，同时又充分利用X86的分段机制来隔离用户代码和内核代码。因此，在Linux上，逻辑地址和线性地址具有相同的值。
由于X86的GDT最大表长为64KB，每个段描述符为8B，所以GDT最多能够容纳8192个段描述符。每产生一个进程，Linux为该进程在GDT中创建两个描述符：LDT段描述符和TSS描述符，除去Linux在GDT中保留的前12项，GDT实际最多能容纳4090个进程。Linux的内核自身有独立的代码段和数据段，其对应的段描述符分别存储在GDT中的第2项和第3项。每个进程也有独立的代码段和数据段，对应的段描述符存储在它自己的LDT中。有关LinuxGDT表项和DLT表项分布情况参见附表1，附表2所示。
在Linux中，每个用户进程都可以访问4GB的线性地址空间。其中0x0~0xBFFFFFFF的3GB空间为用户态空间，用户态进程可以直接访问。从0xC0000000~0x3FFFFFFF的1GB空间为内核态空间，存放内核访问的代码和数据，用户态进程不能直接访问。当用户进程通过中断或系统调用访问内核态空间时，会触发X86的特权级转换（从特权级3切换到特权级0），即从用户态切换到内核态。
