1.背景

有了前面主存的分段的设计原理的背景知识，对于这里提到的分段和分页会更好理解。
X86处理器有三种不同内存地址：

• 逻辑地址
• 线性地址
• 物理地址

X86 地址转换

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MMU（内存管理单元）

• 一种硬件，包含分段管理单元电路和分页管理单元电路
• 通过分段管理单元电路，负责将CPU 产生的逻辑地址转换成实际的物理内存地址
• 通过分页管理单元电路，负责将线性地址转换成物理地址。

2.分段的实现

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分段概念

• 将整个进程地址空间划分成单独的逻辑地址空间
  代码段，数据段，堆段，栈段

分段的实现

• 虚拟地址：{段号,段内偏移}
• 段的表示
  段基地址 + 段长度
  检查访问的偏移与段长度，提供保护
• 段描述符表
  映射段号到段的基地址和段长度

分段在80x86的实现

• 逻辑地址表示：{段描述符， 段偏移}

• 段标识符（段选择符): 16 bit

  
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字段	位数	用途
index	13 bit	段选择
TI	1bit	GDT or LDT 指示器
RPL	2bit	特权级别选择

• 段描述符

  
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• 段表
  1）段描述符要么存在全局描述符表（GDT），要么局部述符表（LDT）
  2）存放在内存中的地址寄存器：gdtr or ldtr

• 转换过程如图
  1）检查段选择符的TI，确定段描述符在哪个描述符表（LDT or GDT)
  2）计算段描述符的地址: 据1）确定的位置,计算地址=gdt or ldtr 的值 + index * 8；
  3）得到线性地址：线性地址 = 2）确定的段描述符的地址的base + offset;

  
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• 处于性能考虑

  • 段选择符寄存器
    1）为了更容易更快速获取段选择符
    2）六个：cs, ds, ss, es, fs, gs
  • 不可编程的寄存器
    1）6个寄存器，对应6个段描述符
    2）每次fork和上下文切换时，设置段描述符寄存器到对应的不可编程CPU寄存器中，此时逻辑地址转换需要访问GDT或者LDT
    3）后续地址转换，逻辑地址转换不需访问GDT或者LDT，直接引用包含段描述符的CPU寄存器的值
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3.分段在Linux 中的实现

3.1 段结构

• 2.6 的Linux 只在x86 下才使用分段

• 段描述符
  1）所有段地址从0x0 开始，Linux 下，逻辑地址和虚拟地址相同
  2）用户进程段选择符，通过__USER_CS、__USER_DS
  3）内核进程段选择符，通过__KERNEL_CS、__KERNEL_DS

  
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• CPL（CPU当前特权级别）
  1）由cs的段选择符的RPL 确定
  2）当CPL 改变时对于的段寄存器需要更新
  如CPL=3(用户 mode)时，ds必须包含用户数据段的段选择符
  如CPL=0(内核 mode)时，ds必须包含内核数据段的段选择符

3.2 GDT

• 每个CPU 对应一个GDT
• 所有GDT 存放在cpu_gdt_table里
• 所有的GDT地址和大小被存放在 cpu_gdt_descr数组
• 这些符号定义在 文件arch/i386/kernel/head.S.

DEFINE_PER_CPU(struct desc_struct, cpu_gdt_table[GDT_ENTRIES]);
EXPORT_PER_CPU_SYMBOL(cpu_gdt_table);

void __init cpu_init (void)
{
        //省略部分代码
       memcpy(&per_cpu(cpu_gdt_table, cpu), cpu_gdt_table,
              GDT_SIZE);
       cpu_gdt_descr[cpu].size = GDT_SIZE - 1;
       cpu_gdt_descr[cpu].address =
           (unsigned long)&per_cpu(cpu_gdt_table, cpu);
        //省略部分代码
}

• GDT layout
  18个 段描述符

  
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