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1、内存寻址,xlanchen2007.6.11,xlanchen2007.6.11,Embedded Operating Systems,2,在intelx86处理器下，有三种不同的地址 逻辑地址：每个逻辑地址由一个段(segment)和偏移量(offset)组成 线性地址：32位无符号整数，可以表示4G的地址空间 物理地址：用于芯片级内存单元寻址。它们与从CPU的地址引脚发送到内存总线上的电信号相对应 地址转换过程,xlanchen2007.6.11,Embedded Operating Systems,3,为什么需要内存寻址机制？,保护内核不受恶意或者无意的破坏 隔离各个用户进程 方便程序的
2、编写，使程序员可以抛开对物理内存的考虑，而且理论上可以使用任意大小的空间,xlanchen2007.6.11,Embedded Operating Systems,4,硬件的分段单元（1）段寄存器(segment register),I386体系结构采用分段机制 逻辑地址=段：段内偏移 使用段寄存器指明当前使用的段 16位的段寄存器，有六个：cs,ss,ds,es,fs和gs其中3个寄存器CPU规定了专门的用途 cs代码段寄存器，指向存放程序指令的段 ss堆栈段寄存器，指向存放当前程序栈的段 ds数据段寄存器，指向存放数据的段,xlanchen2007.6.11,Embedded Operat
3、ing Systems,6,注意：cs寄存器还有一个很重要的功能:它含有一个两位的域，用以指明CPU当前特权级(current privilege level, CPL)，值为0代表最高优先级，值为3代表最低优先级 虚拟地址=段基地址+段内偏移 其中，段基地址是根据段寄存器所指明的GDT中的段描述符中的信息得到的 物理地址：根据页表对虚拟地址进行转换而得到,xlanchen2007.6.11,Embedded Operating Systems,7,段描述符(segment descriptor),每个段由一个段描述符来表示，一个段描述符长度为8个字节 全局描述符表(global descri
4、ption table, GDT)就用来存放段描述符 GDTR寄存器用来存放GDT的起始地址（物理地址）,xlanchen2007.6.11,Embedded Operating Systems,8,段描述符的格式,段基址、 段长度、 其他属性,xlanchen2007.6.11,Embedded Operating Systems,9,段选择子,段寄存器中值称为段选择子，长度为16位 13位的索引，指定GDT表中的相应的段描述符 1位的TI(Table Indicator) (跟LDT表有关，Linux中基本未使用） 2位RPL(request privilege level)当相应的段选择
5、符装入到cs寄存器中时，表明了CPU的当前特权级（用户/内核）,index,TI,RPL,2 1 0,15,Segment selector,xlanchen2007.6.11,Embedded Operating Systems,10,段选择子的使用,xlanchen2007.6.11,Embedded Operating Systems,11,逻辑地址到线性地址的转换,xlanchen2007.6.11,Embedded Operating Systems,12,Linux中的段,基于下面两个原因，linux中只使用了几个段 段和页的同时存在在一定程度上有点多余。 因为两者都可以划分进程的
6、物理空间 所有的进程希望使用同样的0-4G的逻辑空间。 这样程序员不必考虑进程地址的问题，也让内核的内存管理变得简单一些,xlanchen2007.6.11,Embedded Operating Systems,13,Linux下的全局描述符表（部分）,xlanchen2007.6.11,Embedded Operating Systems,14,_KERNEL_CS,0 x10=0000 0000 0001 0000b 内核代码段，在GDT中相应的段描述符各个域有如下值,Index=2,RPL=0,特权级,xlanchen2007.6.11,Embedded Operating System
7、s,15,_KERNEL_DS,0 x18=0000 0000 0001 1000b 内核数据段，在GDT中相应的段描述符各个域有如下值,Index=3,RPL=0,特权级,xlanchen2007.6.11,Embedded Operating Systems,16,_USER_CS,用户代码段，用户态下所有进程共享,xlanchen2007.6.11,Embedded Operating Systems,17,_USER_DS,用户数据段，用户态下所有进程共享,xlanchen2007.6.11,Embedded Operating Systems,18,硬件的分页单元,分页单元把线性地址
8、转换成物理地址 为了效率起见，线性地址被分成以固定长度为单位的组，称为页。 页内连续的线性地址被映射到连续的物理地址中。 把线性地址映射到物理地址的数据结构叫做页表(page table)。页表存放在内存中，并在启用分页单元以前由内核对之进行初始化 Intel处理器中，通过设置CR0寄存器的一个标志位来启用分页单元。,xlanchen2007.6.11,Embedded Operating Systems,19,硬件的分页单元,区分一下页和页框的概念 一页指一系列的线性地址和包含于其中的数据 页框(page frame)分页单元认为所有的RAM被分成了固定长度的页框 每个页框可以包含一页，也就
9、是说一个页框的长度和一个页的长度是一样的 页框是内存的一部分，是一个实际的存储区域。而页只是一组数据块，可以存放在任何页框中,xlanchen2007.6.11,Embedded Operating Systems,20,常规分页,从i386起，intel处理器的分页单元处理4KB的页 32位的线性地址被分成3个域 目录(directory)最高的10位 页表(Table)中间的10位 偏移量(offset)最低的12位 线性地址的转换分两步完成，每一步都基于一种转换表 第一种称为页目录表(page directory) 第二种称为页表(page table) 正在使用的页目录表的物理地址存放
10、在CPU的CR3寄存器中,xlanchen2007.6.11,Embedded Operating Systems,21,Intel 80 x86处理器的分页,xlanchen2007.6.11,Embedded Operating Systems,22,页目录表项和页表项,页目录表项和页表项存储的都是页框的基址 页目录表项存储对应页表的物理地址 页表项存储对应物理页面的起始地址 4KB，12位对齐，因此最后12位被用来存放该页的标志位，包括： Present标志、Accessed标志、Dirty标志、Read/Write标志、User/Supervisor标志、 如果present标志为0，
11、分页单元就把这个线性地址存放在处理器的CR2寄存器中，并产生一个14号异常（缺页异常）,xlanchen2007.6.11,Embedded Operating Systems,23,硬件的分页单元,扩展分页 pentium处理器引进了扩展分页，允许页框的大小为4K或者4M,xlanchen2007.6.11,Embedded Operating Systems,24,硬件保护方案,级别由前面提到的User/Spuervisor标志控制 若这个标志为0，只有当CPL小于3(对linux来说，即处理器处于内核态)时才能对此页寻址； 若这个标志为1，则总能对此页寻址 存取权限由Read/Write
12、标志控制 标志为0，页是只读的 标志为1，则是可读写的,xlanchen2007.6.11,Embedded Operating Systems,25,0 x20000000：0010 0000 0000 0000 0000 0000 0000 0000b,分页举例,假设内核给一个正在运行的进程p1分配的线性地址空间是0 x20000000到0 x2003ffff 这段空间大小为0 x40000，即0 x40个页（64页） 线性地址,页目录索引（0 x80=128）,页表索引 （0 x0=0）,0 x20003ffff：0010 0000 0000 0011 1111 1111 1111 11
13、11b,页目录索引 （0 x80=128）,页表索引 （0 x3f=63）,xlanchen2007.6.11,Embedded Operating Systems,26,p1的页表和虚拟空间,0,1023,128,0,63,1023,p1的页目录,p1的页表,p1的页,p1的页,xlanchen2007.6.11,Embedded Operating Systems,27,分页举例,假设进程需要读取0 x20021406中的字节。 分页单元将该地址划分为3个部分： 0 x20021406=0010 0000 0000 0010 0001 0100 0000 0110b 当进程无论何时试图访问
14、0 x20000000到0 x2003ffff范围之外的线性地址时，都将产生一个保护错误,页目录索引（0 x80=128）,页表索引 （0 x21）,页内偏移 （0 x406）,CR3,+,p1的页目录,p1的页表,+,Present=0,缺页异常,Xxx xxx Xx xxx Xx xx,xxxx,xlanchen2007.6.11,Embedded Operating Systems,28,Linux的分页,Linux采用3级分页模式 页全局目录(Page Global Directory) 页中间目录(Page Middle Directory) 页表(Page Table),xlanc
15、hen2007.6.11,Embedded Operating Systems,29,Linux 的分页模式,xlanchen2007.6.11,Embedded Operating Systems,30,Linux进程的分页,Linux对进程的处理很大程度上依赖于分页。实际上，由硬件提供的MMU将线性地址自动转换为物理地址使的下面的设计目标变得可行： 给每个进程分配一块不同的物理地址空间，这种机制确保了对寻址错误提供有效的保护 区别页(即一组数据)和页框(实际的物理空间)之间的不同。这是虚拟存储器机制的基本因素,xlanchen2007.6.11,Embedded Operating Sys
16、tems,31,每个进程都有它自己的页全局目录和自己的页表集合，当进程切换发生时，linux把CR3寄存器的值保存在跟进程相关的一个数据结构中，然后用另外一个进程相应的值填充CR3寄存器。 因此，当新进程恢复在CPU上执行时，分页单元将使用一组与新进程对应的页表,xlanchen2007.6.11,Embedded Operating Systems,32,Linux对页表的处理函数 硬件提供了这种转换机制，而软件所要做的就是准备好正确的数据，使得硬件能够准确无误的执行 Linux中实现很多对页表进行设置，操作和处理的函数,xlanchen2007.6.11,Embedded Operating Systems,33,保留的页框 内核代码和静态数据结构存放在一组保留的页框中。这些页框所含的页从不被动态的分配或者交换到磁盘上 作为一条常规，linux内核被安装在物理地址0 x00100000开始的地方。所需要的页框数依赖于内核的配置方案。
