Linux存储管理（2）

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    call 08048368 段式映射过程
    C语言“fun();”这样一行调用函数的语句，经过编译链接，就会得到类似“call 08048368”这样一条汇编指令（如果希望深刻理解程序的编译、运行过程，需要学习汇编、elf格式、静态链接、动态链接原理等），CPU执行这条指令时，是如何通过虚拟地址08048368，找到要调用的指令在实际内存中什么位置的呢？

    Linux预备知识（2）“80386段式内存管理机制（保护模式）”已经介绍过虚拟地址→线性地址的映射过程。对于“call 08048368”这条指令，它期望目标在代码段，所以使用CS段寄存器+08048368寻找物理地址。
    内核在创建用户进程时，为切换到该进程时，每个寄存器（regs）该赋的值都做好了准备，其中希望为CS赋__USER_CS，为DS、ES、SS赋__USER_DS。
    include/asm-i386/processor.h，408~417：
   

    __KERNEL_CS、__KERNEL_DS、__USER_CS、__USER_DS宏解释：
 
  

    提前说明一下，Linux内核只使用GDTR，不使用LDTR，所以这些index都对应全局描述符表下标：
   

    将第2、3、4、5个描述符展开成二进制得到：
 

    回忆Linux预备知识（2）“80386段式内存管理机制（保护模式）”对于段描述符的解释，主要可以得到如下总结：
    __KERNEL_CS、__KERNEL_DS、__USER_CS、__USER_DS都是从0开始长度为0xffffffff的整个段；
    __KERNEL_XX：DPL=0，__USER_XX：DPL=3；
    __XX_CS：type=1010，表示代码段、可读可执行，__XX_DS：type=0010，表示数据段，可读可写。
    
    可以看出，Linux内核对于段描述符的安排，一下子违背了80386的2个期望：80386期望每个进程拥有自己独立的段（即位置不重叠），Linux内核将所有进程安排在同一个段；80386期望每个用户进程用LDTR保存自己独立的描述符表的位置，Linux内核按排所有用户进程使用全局描述符表，并都使用4、5下标处的描述符。
    之所以能“违背”，是因为硬件本身为了兼容问题将段式管理保留下来的，软件并不需要通过它获取到什么“好处”，反而需要做一些应付工作。
    这样，GDT中还剩8180个表项是空闲的。后面学习第3章“中断”的时候，会知道内核还要为每个进程准备一个“TSS段”，描述符也要放全局描述符表里，所以理论上系统中最大的进程数量为4090。

    经过以上分析，虚拟地址0x08048368经过段式映射后，仍然是0x08048368，为了体现它已经经过段式映射，称“线性地址”。

    call 08048368 页式映射过程
    虚拟地址→线性地址映射，只是“敷衍”一下80386，并没有起到实质的映射作用，所以接下来要将线性地址映射为物理地址。

    在切换进程时，内核会设置CR3寄存器为即将切换到的进程的目录表地址：
 

    由于进程切换肯定是在内核态完成（第4章“进程与进程调度”），而Linux存储管理（1）已经介绍，每个进程的目录表的后1/4部分，都指向同一份记录内核空间映射关系的页表，所以这一行代码前后，内核所在的空间保持不变，不会有什么问题。

    具体的页式映射过程已经Linux内核预备知识（2）介绍过（当然还有可能涉及到从交换分区换入的过程，但目前不用关心）。