linux内存寻址（一）

（下面所讨论的是基于单CPU模式，对应的CPU体系结构为80x86）对应的代码是基于2.6版
内存地址
    三种不同的地址：逻辑地址，线性地址，物理地址
    逻辑地址->线性地址->物理地址
    对于这三个地址的转换是通过内存控制单元(MMU)所使用的分段单元硬件电路来实现的。
    
硬件中的分段
    硬件中分段的起初功能主要依靠段选择符来实现，而段寄存器是段选择符的装载器，所以，在进行硬件分段的使用时，避免不了对段寄存器的使用。每个段寄存器中有16位，高十三位为相应段在GDT（全局描述符表）中的偏移量，最后三位分别为TI（表指示器）和RPL（请求特权级，指定了CPU的当前特权级），TI即指定是存放在GDT中，还是存放在LDT中；RPL即表明当前段的请求特权级。
    每个段选择符对应着一个段描述符，每个段描述符为8个字节，可以发现，对于十三位的偏移值，最大值为8192即GDT中最多只能存放8192个段描述符，但是因为GDT中的第一个不用，所以实际上能使用的就是8191个段描述符。当GDT使用完时所需要的内存容量为64KB.对于8位的段描述符，大体上可以分为下面的几个字段：
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Base字段        －即包含段的首字节的线性地址（总共有32位）
G字段         －即粒度标志，如果这个位清0，那么这个段的大小就以字节为单位，否则就以4096字节的倍数为单位
Limit字段    －存放段中最后一个内存单元的偏移量，从而决定段的长度。可以发现，这个字段是20位，但是代表的空间大小需要根据G字段来决定，如果G被设置为0，则一个段的大小在1个字节到1MB之间变化（2^20），否则，将在4KB到4GB(2^20*4096)之间变化。
S字段         －系统标志；如果被清0，表明这是一个系统段，存储诸如LDT这样的关键数据结构，否则是一个普通的代码段或者是数据段。
Type字段         －根据相应的进程是否在CPU中运行来设置这个字段的值。
DPL字段         －描述符特权级，表示为访问这个段而要求的CPU最小的优先级，这个字段通常会和段寄存器中的RPL字段相互作用
P字段         －用来标志该字段是否在主存中，如果等于0，就不在主存中，否则就在主存中
D或B字段      －代码段或者数据段的标志
AVL字段       －Linux忽略掉了这个字段使用
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    在每次进行内存寻址的时候，为了不让CPU次次都访问GDT（因为CPU访问GDT是比较耗时的），于是引入了一种附加的非编程的寄存器，相关的知识可以参阅其他的详细资料。
    如果只是知道了段选择符，是不可能得到GDT中相应的段描述符的，因为段寄存器中的段选择符仅仅是GDT中的索引，这时就需要引入一个指定GDT基地址的辅助工具，而这个工具就是gdtr，即GDT对应的寄存器，如果想要了解这个寄存器，相关的硬件资料中一般都会给予详细的介绍，所以这里就不再阐述。这就是硬件中的分段的简要介绍。

linux中的分段
    Linux以非常有限的方式使用分段，2.6版的Linux只有在8下086结构下才需要使用分段。
    运行在用户态下的所有linux进程都使用一对相同的段来对指令和数据寻址。这两个段就是所谓的用户代码段和用户数据段，类似地，运行在内核态的所有linux进程都使用一对相同的段对指令和数据寻址，它们分别叫做内核代码段和内核数据段。这些段的段选择符号分别由__USER_CS,__USER_DS,__KERNEL_CS,__KERNEL_DS分别定义。如果想要对对应的段进行寻址，直接将相应的宏装入段寄存器即可。这些宏的定义代码如下：
 54 #define GDT_ENTRY_DEFAULT_USER_CS       14
 55 #define __USER_CS (GDT_ENTRY_DEFAULT_USER_CS * 8 + 3）
 56
 57 #define GDT_ENTRY_DEFAULT_USER_DS       15
 58 #define __USER_DS (GDT_ENTRY_DEFAULT_USER_DS * 8 + 3)
 59
 60 #define GDT_ENTRY_KERNEL_BASE   12
 61
 62 #define GDT_ENTRY_KERNEL_CS             (GDT_ENTRY_KERNEL_BASE + 0)
 63 #define __KERNEL_CS (GDT_ENTRY_KERNEL_CS * 8)
 64
 65 #define GDT_ENTRY_KERNEL_DS             (GDT_ENTRY_KERNEL_BASE + 1)
 66 #define __KERNEL_DS (GDT_ENTRY_KERNEL_DS * 8)
linux中的分段是为分页做一定准备的。

硬件中的分页
    硬件中的分页机制是为了提高效率而引入的一项重要的措施。分页机制将线性地址分为以固定长度为单位的组（4KB），每一组称为一页。由于页的引入，同时又引入了一个与页相关的概念－页框。页框和页区分起来很简单的，将内存分为一个个固定长度的部分，这个对应的部分就是所谓的页框，而页就是装载进页框中的对象。
    现在给了一个线性地址，可以将这个线性地址分为三个部分：目录部分，占用10位；页表部分，占用10位；偏移部分，占用12位。前两个部分可以分别看作是一个转换表，当给出了一个线性地址时，需要经过这两个转换表来实现物理地址的转换。每个转换表中表项均有着相同的结构，无论是目录部分，还是页表部分。可以发现，如果使用分页机制，因为转换表中的每一项仅仅占有4字节，所以两个转换表总共占用了2*4*1024=8KB,这对于4GB这个容量数字来说是非常小的，但是如果上了MB单位制，那么相对来说，是相当大的。这是引入分页机制的一个原因。
    当给定一个线性地址后，经过MMU的处理，就可以得到相应的物理地址（当然，这里指的是正常工作状态下）.目录表中的每一项均用来作为页表指针，即指定了相对应的页表，而页表又是作为具体页指针来使用的。1）对于一线性地址，取最高10位，这个数据同GDT与段选择符前13位的功能类似，也是作为偏移值使用，即用来指定对应的项的序列。2）那么类似于gdtr功能的实现又是由谁来实现呢？这就是cr3，cr3控制寄存器存放了正在使用的页目录的物理地址。得到目录项后，对应的页表项就由页目录项中的指定页表对应页框物理地址最高20位的字段来实现。这时，MMU转移到对应的页表项中，3）同样的，获取指定页框物理地址最高20位的字段，再用这个值加上线性地址的最低12位，即偏移字段，所得到的值就是对应的物理地址。
    上面介绍的仅仅是简单的线性地址映射操作。
    上面介绍的分页机制中将页框的大小设置为4KB，但是从Pentium模型开始，80x86处理器引入了扩展分页，所允许的页框大小为4MB而不是4KB。而这个机制的实现是通过设置cr4处理器寄存器的Page Size标志来实现的。相关的具体内容请参见Intel文档。