前言
Linux支持很多硬件运行平台，常用的有：Intel X86，Alpha，Sparc等。对于不能够通用的一些功能，Linux必须依据硬件平台的特点来具体实现。本文的目的是简要探讨Linux在X86保护模式上如何实现虚拟内存管理功能。为简化和方便叙述，本文做如下限定：X86处理器为80486和其后的处理器，X86工作在保护模式，不采用物理内存扩展（使用32bits物理地址），不使用扩展页（页大小为4K）。凡是与限定模式无关的内容，本文都尽量略过。Linux的虚拟内存管理中与硬件平台无关的内容在本文中也被略过。本文所援引的Linux内核源代码版本为Linux 2.2.5。
X86的分段和分页机制
I. X86的分段机制和相应系统结构
X86的分段机制就是将X86的线性地址空间分成许多小空间--段（segment），利用这些段来存储（记录）代码和数据，通过对段的保护来提供一种对数据或代码的保护。根据每个段的作用和存储内容的不同，X86将段分为三类进程段（代码段、数据段和堆栈段）和两类系统段：任务状态段（TSS，Task-State Segment）和LDT段（由于GDT不是通过段描述符和段选择符来访问，所以X86没有认为存在一个GDT段；同理，也不存在IDT段）。
在分段机制，X86使用了如下几种主要数据结构：
• 全局描述符表（GDT，Global Describtor Table）：存放系统用的段描述符和各项任务共用的段描述符，可以是上述的任何一类段的段描述符，最大表长64KB；
• 局部描述符表（LDT，Local Describtor Table）：存放某个任务专用的各段的段描述符，只能是三类进程段的段描述符和调用门描述符，最大表长4GB；
• 段描述符（Segment Describtor）：64bits，用来描述一个段的基地址（该地址是线性地址），该段的类型，对该段操作的限制；
• 门描述符（Gate Describtor）：64bits，一种特殊的描述符，为处于不同特权级的系统调用或程序的调用或访问提供保护；分为四类：调用门描述符（Call Gate Describtor）、中断门描述符（Interrupt Gate Describtor）、陷阱门描述符（Trap Gate Describtor）、任务门描述符（Task Gate Describtor）；
• 段选择符（Segment Selector）：16bits，用于在GDT或LDT中索引相应的段描述符；
• 中断描述表（IDT，Interrupt Describer Table）：存放门描述符，只能是中断门描述符，陷阱门描述符和任务门描述符，最大表长64KB；
同时，X86提供了如下几个用于支持分段机制的寄存器：
• 全局描述符表寄存器（GDTR，GDT Register）：48bits，32bits为GDT的基地址（线性地址），16bits为GDT的表长；GDTR的初始值为：基地址0，表长0xFFFF；
• 局部描述符表寄存器（LDTR，LDT Register）：80bits，16bits为LDT段选择符，64bits为该LDT段的段描述符；
• 中断描述符表寄存器（IDTR，IDT Register）：48bits，32bits为IDT的基地址（线性地址），16bits为IDT的表长；IDTR的初始值为：基地址0，表长0xFFFF；
• 任务寄存器（TR，Task Register）：80bits，16bits为任务状态段选择符，64bits为该任务状态段的段描述符；
• 六个段寄存器（Segment Register）：分为可见部分和隐藏部分，可见部分为段选择符，隐藏部分为段描述符；六个段寄存器分别为CS、SS、DS、ES、FS、GS；关于这些段寄存器的作用参见[1]中3.4.2 'Segment Register';
86工作在保护模式时，进程使用的48bits逻辑地址（Logical address）。逻辑地址的高16bits为段选择符，低32bits是段内的偏移量。通过段选择符在GDT或LDT中索引相应的段描述符（得到该段的基地址），再加上偏移量得到逻辑地址对应的线性地址（Linear Address）。如果没有采用分叶管理，线性地址是直接映射物理地址（Physical Address），于是可以直接用线性地址访问内存；否则，还要通过X86的分页转换，将线性地址转换为物理地址。
以上是对X86分段相关内容的简要描述，对于各数据结构、寄存器的细节和逻辑地址转换为线性地址的细节。
1
2
3
4
下一页>>
