第二章-内存寻址

1.内存寻址

处理器历史

• Intel 4004 4位的微处理器
• Intel 8008 8位的微处理器 可以通过两个次寄存器来访问16位的内存地址，共有2^16个地址也就是64K范围内的地址空间
• Intel 8086 16位的微处理器
• • 引入 段，：ALU的宽度和地址总线宽度不同
• • • 16位的内部地址（高12位和段寄存器16位内容相加再结合剩下的4位凑成20位地址）
• • 地址总线20位，1M地址空间
• Intel 80286 16位的微处理器
• • 地址总线达到了24位，16M个单元的内存空间
• • 引入保护模式，不能直接从段寄存器中获得基地址了
• Intel 80386 32位的微处理器 开启80x86
• • 地址总线达到了32位，4G个单元的内存空间

80x86寄存器

• 8个32位通用寄存器 EAX EBX ECX EDX EBP ESP ESI EDI
• 4个16位的段寄存器 CS DS SS ES
• • 80x86以前 段寄存器存放段的基地址
• • 80x86以后 段寄存器存放段选择符（段描述符在段表中的索引+TL：决定从LDT还是GDT中惦相应的段描述符+RPL：请求者的特权级别,Linux只使用了最高和最低即内核和用户特权级别）
• 指令指针寄存器和标志寄存器 EIP EFLAGS
• 4个32位控制寄存器 CR0 CR1 CR2 CR3 用于分页机制 控制允许分页和及目录基址等

物理地址 线性地址 虚拟地址（逻辑地址）

• 虚拟地址 段：偏移 表示
• 线性地址 范围为0-4GB的地址空间
• 地址转换通过MMU内存管理单元
• • 虚拟地址 -> 线性地址 段机制实现
• • 线性地址 -> 物理地址 页机制实现

段机制

段表和段描述符

• 段描述符
• • 8字节的数表示（基地址 段长 保护属性）
• • 32位的基地址 20位的段界限（长度）
• 描述符表
• • 保护模式下还有其他三种描述符表（全局描述符表GDT,中断描述符表IDT，局部描述符表LDT)，专门设置GDTR,IDTR,LDTR寄存器存放表的基地址和长度加速访问
• 地址转换和保护（转换成线性地址）
• • 段寄存器装入选择符,地址偏移量装入寄存器
• • 段描述符放入段描述符高速寄存器
• • 段描述符中的基址和偏移量相加得到线性地址
• Linux中的段机制（有些处理器不支持段机制）
• • 基地址设为0 段长4GB 即偏移量 = 线性地址
• • 因为1.数据段和代码段需要分别创建 2.Linux的内核特权和用户特权划分 所以需要创建四个段 内核：数据|代码段 用户：数据|代码段
• • 系统启动 设置了段寄存器和全局描述符表

页机制

页 页表和页大小

• 将线性地址划分成若干大小的片称为页
• 线性地址空间分页 和 物理地址空间分页
• 80x86 页大小4KB
• 页表
• • 页表项 4字节 1.物理页面的基地址 2. 页的属性
• • 4GB线性地址空间可以被划分1M个4KB大小的页
• • 两级页表 解决页表项连续存放需要4M空间的问题
• • 两级页表 线性地址结构 页目录 + 页 + 页内偏移
• 页表项
• • 物理页基地址
• 地址转换（线性地址转成物理地址）
• • 获取目录项的地址
• • 获取页表的地址
• • 获取页表项的地址
• • 取出物理基地址加上线性地址中的偏移地址形成物理地址
• 页面高速缓存TLB
• • 通过缓存页表项来减少两次访问内存

Linux中的分页

三级分页

• 页总目录PDG，页中间目录PMD，页表PT