本文主要內(nèi)容：
1.基本概念：物理內(nèi)存、虛擬內(nèi)存；物理地址、虛擬地址、邏輯地址；頁目錄，頁表
2.Windows內(nèi)存管理
3.CPU段式內(nèi)存管理
4.CPU頁式內(nèi)存管理
一、基本概念
1. 兩個(gè)內(nèi)存概念
物理內(nèi)存：人盡皆知，就是插在主板上的內(nèi)存條。他是固定的，內(nèi)存條的容量多大，物理內(nèi)存就有多大（集成顯卡系統(tǒng)除外）。但是如果程序運(yùn)行很多或者程序本身很大的話，就會(huì)導(dǎo)致大量的物理內(nèi)存占用，甚至導(dǎo)致物理內(nèi)存消耗殆盡。
虛擬內(nèi)存：簡(jiǎn)明的說，虛擬內(nèi)存就是在硬盤上劃分一塊頁面文件，充當(dāng)內(nèi)存。當(dāng)程序在運(yùn)行時(shí)，有一部分資源還沒有用上或者同時(shí)打開幾個(gè)程序卻只操作其中一個(gè)程序時(shí)，系統(tǒng)沒必要將程序所有的資源都塞在物理內(nèi)存中，于是，系統(tǒng)將這些暫時(shí)不用的資源放在虛擬內(nèi)存上，等到需要時(shí)在調(diào)出來用。
2.三個(gè)地址概念
物理地址(physical address)：用于內(nèi)存芯片級(jí)的單元尋址，與處理器和CPU連接的地址總線相對(duì)應(yīng)。
——這個(gè)概念應(yīng)該是這幾個(gè)概念中最好理解的一個(gè)，但是值得一提的是，雖然可以直接把物理地址理解成插在機(jī)器上那根內(nèi)存本身，把內(nèi)存看成一個(gè)從0字節(jié)一直到 最大空量逐字節(jié)的編號(hào)的大數(shù)組，然后把這個(gè)數(shù)組叫做物理地址，但是事實(shí)上，這只是一個(gè)硬件提供給軟件的抽像，內(nèi)存的尋址方式并不是這樣。所以，說它是“與 地址總線相對(duì)應(yīng)”，是更貼切一些，不過拋開對(duì)物理內(nèi)存尋址方式的考慮，直接把物理地址與物理的內(nèi)存一一對(duì)應(yīng)，也是可以接受的。也許錯(cuò)誤的理解更利于形而上的抽像。
邏輯地址(logical address)：是指由程序產(chǎn)生的與段相關(guān)的偏移地址部分。例如，你在進(jìn)行C語言指針編程中，可以讀取指針變量本身值(&操作)，實(shí)際上這個(gè)值就是邏輯地址，它是相對(duì)于你當(dāng)前進(jìn)程數(shù)據(jù)段的地址，不和絕對(duì)物理地址相干。只有在Intel實(shí)模式下，邏輯地址才和物理地址相等（因?yàn)閷?shí)模式?jīng)]有分段或分頁機(jī)制,Cpu不進(jìn)行自動(dòng)地址轉(zhuǎn)換）；邏輯也就是在Intel 保護(hù)模式下程序執(zhí)行代碼段限長(zhǎng)內(nèi)的偏移地址（假定代碼段、數(shù)據(jù)段如果完全一樣）。應(yīng)用程序員僅需與邏輯地址打交道，而分段和分頁機(jī)制對(duì)您來說是完全透明的，僅由系統(tǒng)編程人員涉及。應(yīng)用程序員雖然自己可以直接操作內(nèi)存，那也只能在操作系統(tǒng)給你分配的內(nèi)存段操作。
Intel為了兼容，將遠(yuǎn)古時(shí)代的段式內(nèi)存管理方式保留了下來。邏輯地址指的是機(jī)器語言指令中，用來指定一個(gè)操作數(shù)或者是一條指令的地址。以上例，我們說的連接器為A分配的0x08111111這個(gè)地址就是邏輯地址。
——不過不好意思，這樣說，好像又違背了Intel中段式管理中，對(duì)邏輯地址要求，“一個(gè)邏輯地址，是由一個(gè)段標(biāo)識(shí)符加上一個(gè)指定段內(nèi)相對(duì)地址的偏移量， 表示為 [段標(biāo)識(shí)符：段內(nèi)偏移量]，也就是說，上例中那個(gè)0x08111111，應(yīng)該表示為[A的代碼段標(biāo)識(shí)符: 0x08111111]，這樣，才完整一些”
線性地址(linear address)或也叫虛擬地址(virtual address)
跟邏輯地址類似，它也是一個(gè)不真實(shí)的地址，如果邏輯地址是對(duì)應(yīng)的硬件平臺(tái)段式管理轉(zhuǎn)換前地址的話，那么線性地址則對(duì)應(yīng)了硬件頁式內(nèi)存的轉(zhuǎn)換前地址。
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每個(gè)進(jìn)程都有4GB的虛擬地址空間
這4GB分3部分
（1）一部分映射物理內(nèi)存
（2）一部分映射硬盤上的交換文件
（3）一部分什么也不做
程序中都是使用4GB的虛擬地址，訪問物理內(nèi)存需要使用物理地址，物理地址是放在尋址總線上的地址，以字節(jié)（8位）為單位。
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CPU將一個(gè)虛擬內(nèi)存空間中的地址轉(zhuǎn)換為物理地址，需要進(jìn)行兩步：首先將給定一個(gè)邏輯地址（其實(shí)是段內(nèi)偏移量，這個(gè)一定要理解?。。。?，CPU要利用其段式內(nèi)存管理單元，先將為個(gè)邏輯地址轉(zhuǎn)換成一個(gè)線程地址，再利用其頁式內(nèi)存管理單元，轉(zhuǎn)換為最終物理地址。
這樣做兩次轉(zhuǎn)換，的確是非常麻煩而且沒有必要的，因?yàn)橹苯涌梢园丫€性地址抽像給進(jìn)程。之所以這樣冗余，Intel完全是為了兼容而已。
3.頁表、頁目錄概念
使用了分頁機(jī)制之后，4G的地址空間被分成了固定大小的頁，每一頁或者被映射到物理內(nèi)存，或者被映射到硬盤上的交換文件中，或者沒有映射任何東西。對(duì)于一般程序來說，4G的地址空間，只有一小部分映射了物理內(nèi)存，大片大片的部分是沒有映射任何東西。物理內(nèi)存也被分頁，來映射地址空間。對(duì)于32bit的 Win2k，頁的大小是4K字節(jié)。CPU用來把虛擬地址轉(zhuǎn)換成物理地址的信息存放在叫做頁目錄和頁表的結(jié)構(gòu)里。
物理內(nèi)存分頁，一個(gè)物理頁的大小為4K字節(jié)，第0個(gè)物理頁從物理地址 0x00000000 處開始。由于頁的大小為4KB，就是0x1000字節(jié)，所以第1頁從物理地址 0x00001000處開始。第2頁從物理地址0x00002000處開始?？梢钥吹接捎陧摰拇笮∈?KB，所以只需要32bit的地址中高20bit來尋址物理頁。
頁目錄: 一個(gè)頁目錄大小為4K字節(jié)，放在一個(gè)物理頁中。由1024個(gè)4字節(jié)的頁目錄項(xiàng)組成。頁目錄項(xiàng)的大小為4 個(gè)字節(jié)(32bit)，所以一個(gè)頁目錄中有1024個(gè)頁目錄項(xiàng)。頁目錄中的每一項(xiàng)的內(nèi)容（每項(xiàng)4個(gè)字節(jié)）高20bit用來放一個(gè)頁表（頁表放在一個(gè)物理頁中）的物理地址，低12bit放著一些標(biāo)志。
頁表: 一個(gè)頁表的大小為4K字節(jié)，放在一個(gè)物理頁中。由1024個(gè)4字節(jié)的頁表項(xiàng)組成。頁表項(xiàng)的大小為4個(gè)字節(jié) (32bit)，所以一個(gè)頁表中有1024個(gè)頁表項(xiàng)。頁表中的每一項(xiàng)的內(nèi)容（每項(xiàng)4個(gè)字節(jié),32bit）高20bit用來放一個(gè)物理頁的物理地址，低 12bit放著一些標(biāo)志。
對(duì)于x86系統(tǒng)，頁目錄的物理地址放在CPU的CR3寄存器中。
4. 虛擬地址轉(zhuǎn)換成物理地址
一個(gè)虛擬地址大小為4字節(jié)，其中包含找到物理地址的信息
虛擬地址分3部分
（1）31-22位（10位）是頁目錄中的索引
（2）21-12位（10位）是頁表中的索引
（2）11-0位（12位）是頁內(nèi)偏移
轉(zhuǎn)換過程：
首先通過CR3找到頁目錄所在物理頁-》根據(jù)虛擬地址中的31-22找到該頁目錄項(xiàng)-》通過該頁目錄項(xiàng)找到該虛擬地址對(duì)應(yīng)的頁表地址-》根據(jù)虛擬地址21-12找到物理頁的物理地址-》更具虛擬地址的11-0位作為偏移加上該物理頁的地址就找到了 該虛擬地址對(duì)應(yīng)的物理地址
CPU把虛擬地址轉(zhuǎn)換成物理地址：一個(gè)虛擬地址，大小4個(gè)字節(jié)(32bit)，包含著找到物理地址的信息，分為3個(gè)部分：第22位到第31位這10位（最高10位）是頁目錄中的索引，第 12位到第21位這10位是頁表中的索引，第0位到第11位這12位（低12位）是頁內(nèi)偏移。對(duì)于一個(gè)要轉(zhuǎn)換成物理地址的虛擬地址，CPU首先根據(jù)CR3 中的值，找到頁目錄所在的物理頁。然后根據(jù)虛擬地址的第22位到第31位這10位（最高的10bit)的值作為索引，找到相應(yīng)的頁目錄項(xiàng)(PDE, page directory entry),頁目錄項(xiàng)中有這個(gè)虛擬地址所對(duì)應(yīng)頁表的物理地址。有了頁表的物理地址，根據(jù)虛擬地址的第12位到第21位這10位的值作為索引，找到該頁表中相應(yīng)的頁表項(xiàng)(PTE,page table entry),頁表項(xiàng)中就有這個(gè)虛擬地址所對(duì)應(yīng)物理頁的物理地址。最后用虛擬地址的最低12位，也就是頁內(nèi)偏移，加上這個(gè)物理頁的物理地址，就得到了該虛擬地址所對(duì)應(yīng)的物理地址。
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一個(gè)頁目錄有1024項(xiàng)，虛擬地址最高的10bit剛好可以索引1024項(xiàng)（2的10次方等于1024）。一個(gè)頁表也有1024項(xiàng)，虛擬地址中間部分的 10bit，剛好索引1024項(xiàng)。虛擬地址最低的12bit（2的12次方等于4096），作為頁內(nèi)偏移，剛好可以索引4KB，也就是一個(gè)物理頁中的每個(gè)字節(jié)。
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一個(gè)虛擬地址轉(zhuǎn)換成物理地址的計(jì)算過程就是，處理器通過CR3找到當(dāng)前頁目錄所在物理頁，取虛擬地址的高10bit,然后把這10bit右移2bit（因?yàn)槊總€(gè)頁目錄項(xiàng)4個(gè)字節(jié)長(zhǎng)，右移2bit相當(dāng)于乘4）得到在該頁中的地址，取出該地址處PDE（4個(gè)字節(jié)），就找到了該虛擬地址對(duì)應(yīng)頁表所在物理頁，取虛擬地址第12位到第21位這10位，然后把這10bit右移2bit（因?yàn)槊總€(gè)頁表項(xiàng)4個(gè)字節(jié)長(zhǎng)，右移2bit相當(dāng)于乘4）得到在該頁中的地址，取出該地址處的PTE（4個(gè)字節(jié)），就找到了該虛擬地址對(duì)應(yīng)物理頁的地址，最后加上12bit的頁內(nèi)偏移得到了物理地址。
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32bit的一個(gè)指針，可以尋址范圍0x00000000-0xFFFFFFFF,4GB大小。也就是說一個(gè)32bit的指針可以尋址整個(gè)4GB地址空間的每一個(gè)字節(jié)。一個(gè)頁表項(xiàng)負(fù)責(zé)4K的地址空間和物理內(nèi)存的映射，一個(gè)頁表1024項(xiàng)，也就是負(fù)責(zé)1024*4k=4M的地址空間的映射。一個(gè)頁目錄項(xiàng)，對(duì)應(yīng)一個(gè)頁表。一個(gè)頁目錄有1024項(xiàng)，也就對(duì)應(yīng)著1024個(gè)頁表，每個(gè)頁表負(fù)責(zé)4M地址空間的映射。1024個(gè)頁表負(fù)責(zé)1024*4M=4G的地址空間映射。一個(gè)進(jìn)程有一個(gè)頁目錄。所以以頁為單位，頁目錄和頁表可以保證4G的地址空間中的每頁和物理內(nèi)存的映射。
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每個(gè)進(jìn)程都有自己的4G地址空間，從0x00000000-0xFFFFFFFF。通過每個(gè)進(jìn)程自己的一套頁目錄和頁表來實(shí)現(xiàn)。由于每個(gè)進(jìn)程有自己的頁目錄和頁表，所以每個(gè)進(jìn)程的地址空間映射的物理內(nèi)存是不一樣的。兩個(gè)進(jìn)程的同一個(gè)虛擬地址處（如果都有物理內(nèi)存映射）的值一般是不同的，因?yàn)樗麄兺鶎?duì)應(yīng)不同的物理頁。
4G地址空間中低2G，0x00000000-0x7FFFFFFF是用戶地址空間，4G地址空間中高2G，即0x80000000-0xFFFFFFFF 是系統(tǒng)地址空間。訪問系統(tǒng)地址空間需要程序有ring0的權(quán)限。
二. windows內(nèi)存原理
主要的內(nèi)容如下:
1.概述
2.虛擬內(nèi)存
3.物理內(nèi)存
4.映射
1.概述:
windows中 我們一般編程時(shí)接觸的都是線性地址 也就是我們所說的虛擬地址,然而很不幸在我不斷成長(zhǎng)的過程中發(fā)現(xiàn)原來線性地址是操作系統(tǒng)自己意淫出來的,根本就不是我們數(shù)據(jù)真實(shí)存在的地方.換句話說我們?cè)?x80000000(虛擬地址)的地方寫入了"UESTC"這個(gè)字符串,但是我們這個(gè)字符串并不真實(shí)存在于物理地址的0x80000000這里.再說了真實(shí)的物理地址是利用一段N長(zhǎng)的數(shù)組來定位的(額~看不懂這句話沒關(guān)系,一會(huì)看到物理地址那你就明白了).但是為什么windows乃至linux都需要采取這種方式來尋址呢?原因很簡(jiǎn)單 為了安全.聽說過保護(hù)模式吧?顧名思義就是這個(gè)模式下加入了保護(hù)系統(tǒng)安全的措施,同樣采用線性地址也是所謂的安全措施之一.
我們假設(shè)下如果沒有使用線性地址,那么我們可以直接訪問物理地址,但是這樣的話當(dāng)我們往內(nèi)存寫東西的時(shí)候操作系統(tǒng)無法檢查這塊內(nèi)存是否可寫,換句話說操作系統(tǒng)無法實(shí)現(xiàn)對(duì)頁面訪問控制.這點(diǎn)是很可怕的事情,就如win9x那樣沒事在應(yīng)用態(tài)往內(nèi)核地址寫東西,還有沒有天理了~~
由于操作系統(tǒng)的安全需要,催生了虛擬地址的應(yīng)用.在CPU中有個(gè)叫MMU(應(yīng)該是Memory Manage Unit 內(nèi)存管理單元)的東西,專門負(fù)責(zé)線性地址和物理地址之間的轉(zhuǎn)化.我們每次讀寫內(nèi)存,從CPU的結(jié)構(gòu)看來不是都要經(jīng)過ALU么,ALU拿到虛擬地址后扔給MMU轉(zhuǎn)化成物理地址后再把數(shù)據(jù)讀入寄存器中.過程就是如此.
2.虛擬內(nèi)存
我們編程時(shí)所面對(duì)的都是虛擬地址,對(duì)于每個(gè)進(jìn)程來說都擁有4G的虛擬內(nèi)存(小補(bǔ)充: 4G虛擬內(nèi)存中,高2G內(nèi)存屬于內(nèi)核部分,是所有進(jìn)程共有的,低2G內(nèi)存數(shù)據(jù)是進(jìn)程獨(dú)有的,每個(gè)進(jìn)程低2G內(nèi)存都不一樣),但注意的是虛擬地址是操作系統(tǒng)自己意淫出來的,打個(gè)比方就是說想法還未付諸實(shí)踐,所以不構(gòu)成任何資源損失.比如我們要在0x80000000的地方寫個(gè)"UESTC"的時(shí)候,操作系統(tǒng)就會(huì)將這個(gè)虛擬地址映射到一塊物理地址A中,你寫這塊虛擬地址就相當(dāng)于寫物理地址A.但是加入我們只申請(qǐng)了一段1KB的虛擬內(nèi)存空間,并未讀寫,系統(tǒng)是不會(huì)分配任何物理內(nèi)存的,只有當(dāng)虛擬內(nèi)存要使用時(shí)系統(tǒng)才會(huì)分配相應(yīng)的物理空間.
下面要說些細(xì)節(jié)點(diǎn)的了,其實(shí)說白了虛擬內(nèi)存的管理是由一堆數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)來實(shí)現(xiàn)的,下面給出這些數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu):
(懶得打那么多 就只打出重要的部分~~)
在EPROCESS中有個(gè)數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)如下:
typedef struct _MADDRESS_SPACE
{
PMEMORY_AREA MemoryAreaRoot ; //這個(gè)指針指向一顆二叉排序樹,想必學(xué)過數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)的朋友都曉得吧~~嘿嘿~~ 主要是這個(gè)情況下采用二叉排序樹能加快內(nèi)存的搜索速度
...
...
...
}MADDRESS_SPACE , *PMADDRESS_SPACE ;
然而這顆二叉排序樹的節(jié)點(diǎn)結(jié)構(gòu)結(jié)構(gòu)是這樣的:
typedef struct _MEMORY_AREA
{
PVOID StartingAddress ; //虛擬內(nèi)存段的起始地址
PVOID EndingAddress ; //虛擬內(nèi)存段的結(jié)束地址
struct _MEMORY_AREA *Parent ; //該節(jié)點(diǎn)的老爹
struct _MEMORY_AREA *LeftChild ; //該節(jié)點(diǎn)的左兒子
struct _MEMORY_AREA *RrightChild ; //該節(jié)點(diǎn)的左兒子
...
...
...
}MEMORY_AREA , *PMEMORY_AREA ;
這個(gè)節(jié)點(diǎn)內(nèi)主要記錄了已分配的虛擬內(nèi)存空間,如果要申請(qǐng)?zhí)摂M內(nèi)存空間就跑來這里創(chuàng)建個(gè)節(jié)點(diǎn)就好了,如果要?jiǎng)h除空間同樣把對(duì)應(yīng)節(jié)點(diǎn)刪除就好了.不過說來簡(jiǎn)單,其實(shí)還會(huì)涉及到很多操作,比如要平衡這棵樹什么的.
那么我們?cè)诜峙涮摂M內(nèi)存空間時(shí)系統(tǒng)會(huì)跑去找到這顆樹,然后通過一定算法遍歷這顆樹,找到符合條件的內(nèi)存空隙(未分配的內(nèi)存空間),創(chuàng)建個(gè)節(jié)點(diǎn)掛到這顆樹上,返回起始地址就完成了.
3.物理內(nèi)存
接下來就到物理內(nèi)存的東東了,其實(shí)呢 物理內(nèi)存的管理是基于一個(gè)數(shù)組來管理的,聽說過分頁機(jī)制吧,下面說下分頁.windows下分頁是4kb一頁 那么假設(shè)我們物理內(nèi)存有4GB 那么windows會(huì)將這4GB空間分頁,分成4GB/4KB = 1M頁 那么每一頁(就是4KB)的物理空間都由一個(gè)叫PHYSICAL_PAGE的數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)管理,這個(gè)數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)就不寫啦....一來我寫的手酸 二來看的人也累~~說說思路就好了.
接著以上假設(shè) 4GB的內(nèi)存 操作系統(tǒng)就會(huì)相應(yīng)產(chǎn)生一個(gè)PHYSICAL_PAGE數(shù)組,這個(gè)數(shù)組有多少個(gè)元素呢?有1M個(gè) 正好覆蓋了4GB的物理地址.這就是所謂的分頁機(jī)制的原型.說白了就是把內(nèi)存按4k劃分來管理.那么物理地址就好定位了,所謂的物理內(nèi)存地址就可以直接以數(shù)組下標(biāo)來表示,其實(shí)這里的物理內(nèi)存地址指的是物理內(nèi)存地址的頁面號(hào)... 具體地址還是要根據(jù)虛擬內(nèi)存地址的低12位和物理內(nèi)存的頁面號(hào)一起確定的
再說下物理內(nèi)存的管理吧,在內(nèi)核下有3個(gè)隊(duì)列 這些隊(duì)列內(nèi)的元素就是上邊所說的PHYSICAL_PAGE結(jié)構(gòu)
它們分別是:
A.已分配的內(nèi)存隊(duì)列 :存放正被使用的內(nèi)存
B.待清理的內(nèi)存隊(duì)列 :存放已被釋放的內(nèi)存,但是這些內(nèi)存未被清理(清零)
C.空閑隊(duì)列 :存放可使用的空閑內(nèi)存
系統(tǒng)管理流程如下:
1).每隔一段時(shí)間,系統(tǒng)會(huì)自動(dòng)從B隊(duì)列中提取隊(duì)列元素進(jìn)行清理,然后放入空閑隊(duì)列中.
2).每當(dāng)釋放物理內(nèi)存時(shí),系統(tǒng)會(huì)將要釋放的內(nèi)存從A隊(duì)列提取出來,放入B隊(duì)列中.
3).申請(qǐng)內(nèi)存時(shí),系統(tǒng)將要分配的內(nèi)存從C隊(duì)列中提取出來,放入A隊(duì)列中
4.映射
說到映射得先從虛擬內(nèi)存的32位地址說起.在CPU中存在個(gè)CR3寄存器,里面存放著每個(gè)進(jìn)程的頁目錄地址
我們可以把轉(zhuǎn)換過程分成幾步看
1.根據(jù)CR3(注:CR3中的值是物理地址)的值我們可以定位到當(dāng)前進(jìn)程的頁目錄基址,然后通過虛擬地址的高10位做偏移量來獲得指定的PDE(Page Directory Entry),PDE內(nèi)容有4字節(jié),高20位部分用來做頁表基址,剩下的比特位用來實(shí)現(xiàn)權(quán)限控制之類的東西了.系統(tǒng)只要檢測(cè)相應(yīng)的比特位就可以實(shí)現(xiàn)內(nèi)存的權(quán)限控制了.
2.通過PDE提供的基址加上虛擬內(nèi)存的中10位(21-12)做偏移量就找到了頁表PTE(Page Table Entry)地址,然后PTE的高20位就是物理內(nèi)存的基址了(其實(shí)就是那個(gè)PHYSICAL_PAGE數(shù)組的下標(biāo)號(hào)....),剩下的比特位同樣用于訪問控制之類的.
3.通過虛擬內(nèi)存的低12位加上PTE中高20位做基址就可以確定唯一的物理內(nèi)存了.
三. CPU段式內(nèi)存管理，邏輯地址如何轉(zhuǎn)換為線性地址
一個(gè)邏輯地址由兩部份組成，段標(biāo)識(shí)符: 段內(nèi)偏移量。段標(biāo)識(shí)符是由一個(gè)16位長(zhǎng)的字段組成，稱為段選擇符。其中前13位是一個(gè)索引號(hào)。后面3位包含一些硬件細(xì)節(jié)，如圖：
最后兩位涉及權(quán)限檢查，本貼中不包含。
索引號(hào)，或者直接理解成數(shù)組下標(biāo)——那它總要對(duì)應(yīng)一個(gè)數(shù)組吧，它又是什么東東的索引呢？這個(gè)東東就是“段描述符(segment descriptor)”，呵呵，段描述符具體地址描述了一個(gè)段（對(duì)于“段”這個(gè)字眼的理解，我是把它想像成，拿了一把刀，把虛擬內(nèi)存，砍成若干的截—— 段）。這樣，很多個(gè)段描述符，就組了一個(gè)數(shù)組，叫“段描述符表”，這樣，可以通過段標(biāo)識(shí)符的前13位，直接在段描述符表中找到一個(gè)具體的段描述符，這個(gè)描 述符就描述了一個(gè)段，我剛才對(duì)段的抽像不太準(zhǔn)確，因?yàn)榭纯疵枋龇锩婢烤褂惺裁礀|東——也就是它究竟是如何描述的，就理解段究竟有什么東東了，每一個(gè)段描 述符由8個(gè)字節(jié)組成，如下圖：
這些東東很復(fù)雜，雖然可以利用一個(gè)數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)來定義它，不過，我這里只關(guān)心一樣，就是Base字段，它描述了一個(gè)段的開始位置的線性地址。
Intel設(shè)計(jì)的本意是，一些全局的段描述符，就放在“全局段描述符表(GDT)”中，一些局部的，例如每個(gè)進(jìn)程自己的，就放在所謂的“局部段描述符表 (LDT)”中。那究竟什么時(shí)候該用GDT，什么時(shí)候該用LDT呢？這是由段選擇符中的T1字段表示的，=0，表示用GDT，=1表示用LDT。
GDT在內(nèi)存中的地址和大小存放在CPU的gdtr控制寄存器中，而LDT則在ldtr寄存器中。
好多概念，像繞口令一樣。這張圖看起來要直觀些：
首先，給定一個(gè)完整的邏輯地址[段選擇符：段內(nèi)偏移地址]，
1、看段選擇符的T1=0還是1，知道當(dāng)前要轉(zhuǎn)換是GDT中的段，還是LDT中的段，再根據(jù)相應(yīng)寄存器，得到其地址和大小。我們就有了一個(gè)數(shù)組了。
2、拿出段選擇符中前13位，可以在這個(gè)數(shù)組中，查找到對(duì)應(yīng)的段描述符，這樣，它了Base，即基地址就知道了。
3、把Base + offset，就是要轉(zhuǎn)換的線性地址了。
還是挺簡(jiǎn)單的，對(duì)于軟件來講，原則上就需要把硬件轉(zhuǎn)換所需的信息準(zhǔn)備好，就可以讓硬件來完成這個(gè)轉(zhuǎn)換了。OK，來看看Linux怎么做的。
Linux的段式管理
Intel要求兩次轉(zhuǎn)換，這樣雖說是兼容了，但是卻是很冗余，呵呵，沒辦法，硬件要求這樣做了，軟件就只能照辦，怎么著也得形式主義一樣。
另一方面，其它某些硬件平臺(tái)，沒有二次轉(zhuǎn)換的概念，Linux也需要提供一個(gè)高層抽像，來提供一個(gè)統(tǒng)一的界面。所以，Linux的段式管理，事實(shí)上只是“哄騙”了一下硬件而已。
按照Intel的本意，全局的用GDT，每個(gè)進(jìn)程自己的用LDT——不過Linux則對(duì)所有的進(jìn)程都使用了相同的段來對(duì)指令和數(shù)據(jù)尋址。即用戶數(shù)據(jù)段，用 戶代碼段，對(duì)應(yīng)的，內(nèi)核中的是內(nèi)核數(shù)據(jù)段和內(nèi)核代碼段。這樣做沒有什么奇怪的，本來就是走形式嘛，像我們寫年終總結(jié)一樣。
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CODE:
#define GDT_ENTRY_DEFAULT_USER_CS 14
#define __USER_CS (GDT_ENTRY_DEFAULT_USER_CS * 8 + 3)
#define GDT_ENTRY_DEFAULT_USER_DS 15
#define __USER_DS (GDT_ENTRY_DEFAULT_USER_DS * 8 + 3)
#define GDT_ENTRY_KERNEL_BASE 12
#define GDT_ENTRY_KERNEL_CS (GDT_ENTRY_KERNEL_BASE + 0)
#define __KERNEL_CS (GDT_ENTRY_KERNEL_CS * 8)
#define GDT_ENTRY_KERNEL_DS (GDT_ENTRY_KERNEL_BASE + 1)
#define __KERNEL_DS (GDT_ENTRY_KERNEL_DS * 8)
把其中的宏替換成數(shù)值，則為：
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CODE:
#define __USER_CS 115 [00000000 1110 0 11]
#define __USER_DS 123 [00000000 1111 0 11]
#define __KERNEL_CS 96 [00000000 1100 0 00]
#define __KERNEL_DS 104 [00000000 1101 0 00]
方括號(hào)后是這四個(gè)段選擇符的16位二制表示，它們的索引號(hào)和T1字段值也可以算出來了
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CODE:
__USER_CS index= 14 T1=0
__USER_DS index= 15 T1=0
__KERNEL_CS index= 12 T1=0
__KERNEL_DS index= 13 T1=0
T1均為0，則表示都使用了GDT，再來看初始化GDT的內(nèi)容中相應(yīng)的12-15項(xiàng)(arch/i386/head.S)：
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CODE:
.quad 0x00cf9a000000ffff /* 0x60 kernel 4GB code at 0x00000000 */
.quad 0x00cf92000000ffff /* 0x68 kernel 4GB data at 0x00000000 */
.quad 0x00cffa000000ffff /* 0x73 user 4GB code at 0x00000000 */
.quad 0x00cff2000000ffff /* 0x7b user 4GB data at 0x00000000 */
按照前面段描述符表中的描述，可以把它們展開，發(fā)現(xiàn)其16-31位全為0，即四個(gè)段的基地址全為0。
這樣，給定一個(gè)段內(nèi)偏移地址，按照前面轉(zhuǎn)換公式，0 + 段內(nèi)偏移，轉(zhuǎn)換為線性地址，可以得出重要的結(jié)論，“在Linux下，邏輯地址與線性地址總是一致（是一致，不是有些人說的相同）的，即邏輯地址的偏移量字段的值與線性地址的值總是相同的。?。?！”
忽略了太多的細(xì)節(jié)，例如段的權(quán)限檢查。呵呵。
Linux中，絕大部份進(jìn)程并不例用LDT，除非使用Wine ，仿真Windows程序的時(shí)候。
四.CPU頁式內(nèi)存管理
CPU的頁式內(nèi)存管理單元，負(fù)責(zé)把一個(gè)線性地址，最終翻譯為一個(gè)物理地址。從管理和效率的角度出發(fā)，線性地址被分為以固定長(zhǎng)度為單位的組，稱為頁 (page)，例如一個(gè)32位的機(jī)器，線性地址最大可為4G，可以用4KB為一個(gè)頁來劃分，這頁，整個(gè)線性地址就被劃分為一個(gè)tatol_page [2^20]的大數(shù)組，共有2的20個(gè)次方個(gè)頁。這個(gè)大數(shù)組我們稱之為頁目錄。目錄中的每一個(gè)目錄項(xiàng)，就是一個(gè)地址——對(duì)應(yīng)的頁的地址。
另一類“頁”，我們稱之為物理頁，或者是頁框、頁楨的。是分頁單元把所有的物理內(nèi)存也劃分為固定長(zhǎng)度的管理單位，它的長(zhǎng)度一般與內(nèi)存頁是一一對(duì)應(yīng)的。
這里注意到，這個(gè)total_page數(shù)組有2^20個(gè)成員，每個(gè)成員是一個(gè)地址（32位機(jī)，一個(gè)地址也就是4字節(jié)），那么要單單要表示這么一個(gè)數(shù)組，就要占去4MB的內(nèi)存空間。為了節(jié)省空間，引入了一個(gè)二級(jí)管理模式的機(jī)器來組織分頁單元。文字描述太累，看圖直觀一些：
如上圖，
1、分頁單元中，頁目錄是唯一的，它的地址放在CPU的cr3寄存器中，是進(jìn)行地址轉(zhuǎn)換的開始點(diǎn)。萬里長(zhǎng)征就從此長(zhǎng)始了。
2、每一個(gè)活動(dòng)的進(jìn)程，因?yàn)槎加衅洫?dú)立的對(duì)應(yīng)的虛似內(nèi)存（頁目錄也是唯一的），那么它也對(duì)應(yīng)了一個(gè)獨(dú)立的頁目錄地址?！\(yùn)行一個(gè)進(jìn)程，需要將它的頁目錄地址放到cr3寄存器中，將別個(gè)的保存下來。
3、每一個(gè)32位的線性地址被劃分為三部份，面目錄索引(10位)：頁表索引(10位)：偏移(12位)
依據(jù)以下步驟進(jìn)行轉(zhuǎn)換：
1、從cr3中取出進(jìn)程的頁目錄地址（操作系統(tǒng)負(fù)責(zé)在調(diào)度進(jìn)程的時(shí)候，把這個(gè)地址裝入對(duì)應(yīng)寄存器）；
2、根據(jù)線性地址前十位，在數(shù)組中，找到對(duì)應(yīng)的索引項(xiàng)，因?yàn)橐肓硕?jí)管理模式，頁目錄中的項(xiàng)，不再是頁的地址，而是一個(gè)頁表的地址。（又引入了一個(gè)數(shù)組），頁的地址被放到頁表中去了。
3、根據(jù)線性地址的中間十位，在頁表（也是數(shù)組）中找到頁的起始地址；
4、將頁的起始地址與線性地址中最后12位相加，得到最終我們想要的葫蘆；
這個(gè)轉(zhuǎn)換過程，應(yīng)該說還是非常簡(jiǎn)單地。全部由硬件完成，雖然多了一道手續(xù)，但是節(jié)約了大量的內(nèi)存，還是值得的。那么再簡(jiǎn)單地驗(yàn)證一下：
1、這樣的二級(jí)模式是否仍能夠表示4G的地址；
頁目錄共有：2^10項(xiàng)，也就是說有這么多個(gè)頁表
每個(gè)目表對(duì)應(yīng)了：2^10頁；
每個(gè)頁中可尋址：2^12個(gè)字節(jié)。
還是2^32 = 4GB
2、這樣的二級(jí)模式是否真的節(jié)約了空間；
也就是算一下頁目錄項(xiàng)和頁表項(xiàng)共占空間 (2^10 * 4 + 2 ^10 *4) = 8KB。哎，……怎么說呢?。。。ㄕ娴臏p少了嗎？因該是增加了吧，(4 + 2^10 * 4 + 2 ^10 * 2 ^10 *4) = 4100KB+4Byte）
值得一提的是，雖然頁目錄和頁表中的項(xiàng)，都是4個(gè)字節(jié)，32位，但是它們都只用高20位，低12位屏蔽為0——把頁表的低12屏蔽為0，是很好理解的，因 為這樣，它剛好和一個(gè)頁面大小對(duì)應(yīng)起來，大家都成整數(shù)增加。計(jì)算起來就方便多了。但是，為什么同時(shí)也要把頁目錄低12位屏蔽掉呢？因?yàn)榘赐瑯拥牡览?，只?屏蔽其低10位就可以了，不過我想，因?yàn)?2>10，這樣，可以讓頁目錄和頁表使用相同的數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)，方便。
本貼只介紹一般性轉(zhuǎn)換的原理，擴(kuò)展分頁、頁的保護(hù)機(jī)制、PAE模式的分頁這些麻煩點(diǎn)的東東就不啰嗦了……可以參考其它專業(yè)書籍。
Win32通過一個(gè)兩層的表結(jié)構(gòu)來實(shí)現(xiàn)地址映射，因?yàn)槊總€(gè)進(jìn)程都擁有私有的4G的虛擬內(nèi)存空間，相應(yīng)的，每個(gè)進(jìn)程都有自己的層次表結(jié)構(gòu)來實(shí)現(xiàn)其地址映射。
第一層稱為頁目錄，實(shí)際就是一個(gè)內(nèi)存頁，Win32的內(nèi)存頁有4KB大小，這個(gè)內(nèi)存頁以4個(gè)字節(jié)分為1024項(xiàng)，每一項(xiàng)稱為“頁目錄項(xiàng)”(PDE)；
第二層稱為頁表，這一層共有1024個(gè)頁表，頁表結(jié)構(gòu)與頁目錄相似，每個(gè)頁表也都是一個(gè)內(nèi)存頁，這個(gè)內(nèi)存頁以4KB的大小被分為1024項(xiàng)，頁表的每一項(xiàng)被稱為頁表項(xiàng)（PTE），易知共有1024×1024個(gè)頁表項(xiàng)。每一個(gè)頁表項(xiàng)對(duì)應(yīng)一個(gè)物理內(nèi)存中的某一個(gè)“內(nèi)存頁”，即共有1024×1024個(gè)物理內(nèi)存頁，每個(gè)物理內(nèi)存頁為4KB，這樣就可以索引到4G大小的虛擬物理內(nèi)存。
如下圖所示(注下圖中的頁目錄項(xiàng)和頁表項(xiàng)的大小應(yīng)該是4個(gè)字節(jié)，而不是4kB)：
Win32提供了4GB大小的虛擬地址空間。因此每個(gè)虛擬地址都是一個(gè)32位的整數(shù)值，也就是我們平時(shí)所說的指針，即指針的大小為4B。它由三部分組成，如下圖：
這三個(gè)部分的第一部分，即前10位為頁目錄下標(biāo)，用來尋址頁目錄項(xiàng)，頁目錄項(xiàng)剛好1024個(gè)。找到頁目錄項(xiàng)后，找對(duì)頁目錄項(xiàng)對(duì)應(yīng)的的頁表。第二部分則是用來在頁表內(nèi)尋址，用來找到頁表項(xiàng)，共有1024個(gè)頁表項(xiàng)，通過頁表項(xiàng)找到物理內(nèi)存頁。第三部分用來在物理內(nèi)存頁中找到對(duì)應(yīng)的字節(jié)，一個(gè)頁的大小是4KB，12位剛好可以滿足尋址要求。
具體的例子：
假設(shè)一個(gè)線程正在訪問一個(gè)指針（Win32的指針指的就是虛擬地址）指向的數(shù)據(jù)，此指針指為0x2A8E317F,下圖表示了這一個(gè)過程:
0x2A8E317F的二進(jìn)制寫法為0010101010_0011100011_000101111111，為了方便我們把它分為三個(gè)部分。
首先按照0010101010尋址，找到頁目錄項(xiàng)。因?yàn)橐粋€(gè)頁目錄項(xiàng)為4KB，那么先將0010101010左移兩位，001010101000（0x2A8），用此下標(biāo)找到頁目錄項(xiàng)，然后根據(jù)此頁目錄項(xiàng)定位到下一層的某個(gè)頁表。
然后按照0011100011尋址，在上一步找到頁表中尋找頁表項(xiàng)。尋址方法與上述方法類似。找到頁表項(xiàng)后，就可以找到對(duì)應(yīng)的物理內(nèi)存頁。
最后按照000101111111尋址，尋找頁內(nèi)偏移。
上面的假設(shè)的是此數(shù)據(jù)已在物理內(nèi)存中，其實(shí)判斷訪問的數(shù)據(jù)是否在內(nèi)存中也是在地址映射過程中完成的。Win32系統(tǒng)總是假設(shè)數(shù)據(jù)已在物理內(nèi)存中，并進(jìn)行地址映射。頁表項(xiàng)中有一位標(biāo)志位，用來標(biāo)識(shí)包含此數(shù)據(jù)的頁是否在物理內(nèi)存中，如果在的話，就直接做地址映射，否則，拋出缺頁中斷，此時(shí)頁表項(xiàng)也可標(biāo)識(shí)包含此數(shù)據(jù)的頁是否在調(diào)頁文件中（外存），如果不在則訪問違例，程序?qū)?huì)退出，如果在，頁表項(xiàng)會(huì)查出此數(shù)據(jù)頁在哪個(gè)調(diào)頁文件中，然后將此數(shù)據(jù)頁調(diào)入物理內(nèi)存，再繼續(xù)進(jìn)行地址映射。為了實(shí)現(xiàn)每個(gè)進(jìn)程擁有私有4G的虛擬地址空間，也就是說每個(gè)進(jìn)程都擁有自己的頁目錄和頁表結(jié)構(gòu)，對(duì)不同進(jìn)程而言，即使是相同的指針（虛擬地址）被不同的進(jìn)程映射到的物理地址也是不同的，這也意味著在進(jìn)程之間傳遞指針是沒有意義的。
前面說了i386的二級(jí)頁管理架構(gòu)，不過有些CPU，還有三級(jí)，甚至四級(jí)架構(gòu)，Linux為了在更高層次提供抽像，為每個(gè)CPU提供統(tǒng)一的界面。提供了一個(gè)四層頁管理架構(gòu)，來兼容這些二級(jí)、三級(jí)、四級(jí)管理架構(gòu)的CPU。這四級(jí)分別為：
頁全局目錄PGD（對(duì)應(yīng)剛才的頁目錄）
頁上級(jí)目錄PUD（新引進(jìn)的）
頁中間目錄PMD（也就新引進(jìn)的）
頁表PT（對(duì)應(yīng)剛才的頁表）。
整個(gè)轉(zhuǎn)換依據(jù)硬件轉(zhuǎn)換原理，只是多了二次數(shù)組的索引罷了，如下圖：
那么，對(duì)于使用二級(jí)管理架構(gòu)32位的硬件，現(xiàn)在又是四級(jí)轉(zhuǎn)換了，它們?cè)趺茨軌騾f(xié)調(diào)地工作起來呢？嗯，來看這種情況下，怎么來劃分線性地址吧！
從硬件的角度，32位地址被分成了三部份——也就是說，不管理軟件怎么做，最終落實(shí)到硬件，也只認(rèn)識(shí)這三位老大。
從軟件的角度，由于多引入了兩部份，，也就是說，共有五部份?！尪蛹軜?gòu)的硬件認(rèn)識(shí)五部份也很容易，在地址劃分的時(shí)候，將頁上級(jí)目錄和頁中間目錄的長(zhǎng)度設(shè)置為0就可以了。
這樣，操作系統(tǒng)見到的是五部份，硬件還是按它死板的三部份劃分，也不會(huì)出錯(cuò)，也就是說大家共建了和諧計(jì)算機(jī)系統(tǒng)。
這樣，雖說是多此一舉，但是考慮到64位地址，使用四層轉(zhuǎn)換架構(gòu)的CPU，我們就不再把中間兩個(gè)設(shè)為0了，這樣，軟件與硬件再次和諧——抽像就是強(qiáng)大呀?。?！
例如，一個(gè)邏輯地址已經(jīng)被轉(zhuǎn)換成了線性地址，0x08147258，換成二制進(jìn)，也就是：
0000100000 0101000111 001001011000
內(nèi)核對(duì)這個(gè)地址進(jìn)行劃分
PGD = 0000100000
PUD = 0
PMD = 0
PT = 0101000111
offset = 001001011000
現(xiàn)在來理解Linux針對(duì)硬件的花招，因?yàn)橛布究床坏剿^PUD,PMD，所以，本質(zhì)上要求PGD索引，直接就對(duì)應(yīng)了PT的地址。而不是再到PUD和 PMD中去查數(shù)組（雖然它們兩個(gè)在線性地址中，長(zhǎng)度為0，2^0 =1，也就是說，它們都是有一個(gè)數(shù)組元素的數(shù)組），那么，內(nèi)核如何合理安排地址呢？
從軟件的角度上來講，因?yàn)樗捻?xiàng)只有一個(gè)，32位，剛好可以存放與PGD中長(zhǎng)度一樣的地址指針。那么所謂先到PUD，到到PMD中做映射轉(zhuǎn)換，就變成了保 持原值不變，一一轉(zhuǎn)手就可以了。這樣，就實(shí)現(xiàn)了“邏輯上指向一個(gè)PUD，再指向一個(gè)PDM，但在物理上是直接指向相應(yīng)的PT的這個(gè)抽像，因?yàn)橛布静恢?道有PUD、PMD這個(gè)東西”。
然后交給硬件，硬件對(duì)這個(gè)地址進(jìn)行劃分，看到的是：
頁目錄 = 0000100000
PT = 0101000111
offset = 001001011000
嗯，先根據(jù)0000100000(32)，在頁目錄數(shù)組中索引，找到其元素中的地址，取其高20位，找到頁表的地址，頁表的地址是由內(nèi)核動(dòng)態(tài)分配的，接著，再加一個(gè)offset，就是最終的物理地址了。
五. 存儲(chǔ)方式
保護(hù)模式現(xiàn)代操作系統(tǒng)的基礎(chǔ)，理解他是我們要翻越的第一座山。保護(hù)模式是相對(duì)實(shí)模式而言的，他們是處理器的兩種工作方式。很久以前大家使用的dos就是運(yùn)行在實(shí)模式下，而現(xiàn)在的windows操作系統(tǒng)則是運(yùn)行在保護(hù)模式下。兩種運(yùn)行模式有著較大的不同，
實(shí)模式由于是由8086/8088發(fā)展而來因此他更像是一個(gè)運(yùn)行單片機(jī)的簡(jiǎn)單模式，計(jì)算機(jī)啟動(dòng)后首先進(jìn)入的就是實(shí)模式，通過8086/8088只有20根地址線所以它的尋址范圍只有2的20次冪，即1M。內(nèi)存的訪問方式就是我們熟悉的seg:offset邏輯地址方式，例如我們給出地址邏輯地址它將在cpu內(nèi)轉(zhuǎn)換為20的物理地址，即將seg左移4位再加上offset值。例如地址1000h:5678h，則物理地址為10000h+5678h=15678h。實(shí)模式在后續(xù)的cpu中被保留了下來，但實(shí)模式的局限性是很明顯的，由于使用seg:offset邏輯地址只能訪問1M多一點(diǎn)的內(nèi)存空間，在擁有32根地址線的cpu中訪問1M以上的空間則變得很困難。而且隨著計(jì)算機(jī)的不斷發(fā)展實(shí)模式的工作方式越來越不能滿足計(jì)算機(jī)對(duì)資源（存儲(chǔ)資源和cpu資源等等）的管理，由此產(chǎn)生了新的管理方式——保護(hù)模式。
80386及以上的處理器功能要大大超過其先前的處理器，但只有在保護(hù)模式下，處理器才能發(fā)揮作用。在保護(hù)模式下，全部32根地址線有效，可尋址4G的物理地址空間；擴(kuò)充的存儲(chǔ)分段機(jī)制和可選的存儲(chǔ)器分頁機(jī)制，不僅為存儲(chǔ)器共享和保護(hù)提供了硬件支持，而且為實(shí)現(xiàn)虛擬存儲(chǔ)器提供了硬件支持；支持多任務(wù)；4個(gè)特權(quán)級(jí)和完善的特權(quán)級(jí)檢查機(jī)制，實(shí)現(xiàn)了數(shù)據(jù)的安全和保密。計(jì)算機(jī)啟動(dòng)后首先進(jìn)入的就是實(shí)模式，通過設(shè)置相應(yīng)的寄存器才能進(jìn)入保護(hù)模式（以后介紹）。保護(hù)模式是一個(gè)整體的工作方式，但分步討論由淺入深更利于學(xué)習(xí)。
存儲(chǔ)方式主要體現(xiàn)在內(nèi)存訪問方式上，由于兼容和IA32框架的限制，保護(hù)模式在內(nèi)存訪問上延用了實(shí)模式下的seg:offset的形式（即：邏輯地址），其實(shí)seg:offset的形式在保護(hù)模式下只是一個(gè)軀殼，內(nèi)部的存儲(chǔ)方式與實(shí)模式截然不同。在保護(hù)模式下邏輯地址并不是直接轉(zhuǎn)換為物理地址，而是將邏輯地址首先轉(zhuǎn)換為線性地址，再將線性地址轉(zhuǎn)換為物理地址。
線性地址是個(gè)新概念，但大家不要把它想的過于復(fù)雜，簡(jiǎn)單的說他就是0000000h~ffffffffh(即0~4G)的線性結(jié)構(gòu)，是32個(gè)bite位能表示的一段連續(xù)的地址，但他是一個(gè)概念上的地址，是個(gè)抽象的地址，并不存在在現(xiàn)實(shí)之中。線性地址地址主要是為分頁機(jī)制而產(chǎn)生的。處理器在得到邏輯地址后首先通過分段機(jī)制轉(zhuǎn)換為線性地址，線性地址再通過分頁機(jī)制轉(zhuǎn)換為物理地址最后讀取數(shù)據(jù)。
分段機(jī)制是必須的，分頁機(jī)制是可選的，當(dāng)不使用分頁的時(shí)候線性地址將直接映射為物理地址，設(shè)立分頁機(jī)制的目的主要是為了實(shí)現(xiàn)虛擬存儲(chǔ)（分頁機(jī)制在后面介紹）。先來介紹一下分段機(jī)制，以下文字是介紹如何由邏輯地址轉(zhuǎn)換為線性地址。
分段機(jī)制在保護(hù)模式中是不能被繞過得，回到我們的seg:offset地址結(jié)構(gòu)，在保護(hù)模式中seg有個(gè)新名字叫做“段選擇子”（seg..selector）。段選擇子、GDT、LDT構(gòu)成了保護(hù)模式的存儲(chǔ)結(jié)構(gòu)，GDT、LDT分別叫做全局描述符表和局部描述符表，描述符表是一個(gè)線性表（數(shù)組），表中存放的是描述符。
“描述符”是保護(hù)模式中的一個(gè)新概念，它是一個(gè)8字節(jié)的數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)，它的作用主要是描述一個(gè)段（還有其他作用以后再說），用描述表中記錄的段基址加上邏輯地址(sel:offset)的offset轉(zhuǎn)換成線性地址。描述符主要包括三部分：段基址（Base）、段限制（Limit）、段屬性（Attr）。一個(gè)任務(wù)會(huì)涉及多個(gè)段，每個(gè)段需要一個(gè)描述符來描述，為了便于組織管理，80386及以后處理器把描述符組織成表，即描述符表。在保護(hù)模式中存在三種描述符表 “全局描述符表”（GDT）、“局部描述符表”（LDT）和中斷描述符表（IDT）(IDT在以后討論)。
（1）全局描述符表GDT（Global Descriptor Table）在整個(gè)系統(tǒng)中，全局描述符表GDT只有一張，GDT可以被放在內(nèi)存的任何位置，但CPU必須知道GDT的入口，也就是基地址放在哪里，Intel的設(shè)計(jì)者門提供了一個(gè)寄存器GDTR用來存放GDT的入口地址，程序員將GDT設(shè)定在內(nèi)存中某個(gè)位置之后，可以通過LGDT指令將GDT的入口地址裝入此積存器，從此以后，CPU就根據(jù)此寄存器中的內(nèi)容作為GDT的入口來訪問GDT了。GDTR中存放的是GDT在內(nèi)存中的基地址和其表長(zhǎng)界限。
（2）段選擇子（Selector）由GDTR訪問全局描述符表是通過“段選擇子”（實(shí)模式下的段寄存器）來完成的，如圖三①步。段選擇子是一個(gè)16位的寄存器（同實(shí)模式下的段寄存器相同）
段選擇子包括三部分：描述符索引（index）、TI、請(qǐng)求特權(quán)級(jí)（RPL）。他的index（描述符索引）部分表示所需要的段的描述符在描述符表的位置，由這個(gè)位置再根據(jù)在GDTR中存儲(chǔ)的描述符表基址就可以找到相應(yīng)的描述符（如圖三①步）。然后用描述符表中的段基址加上邏輯地址（SEL:OFFSET）的OFFSET就可以轉(zhuǎn)換成線性地址（如圖三②步），段選擇子中的TI值只有一位0或1，0代表選擇子是在GDT選擇，1代表選擇子是在LDT選擇。請(qǐng)求特權(quán)級(jí)（RPL）則代表選擇子的特權(quán)級(jí)，共有4個(gè)特權(quán)級(jí)（0級(jí)、1級(jí)、2級(jí)、3級(jí)）。例如給出邏輯地址：21h:12345678h轉(zhuǎn)換為線性地址
a. 選擇子SEL=21h=0000000000100 0 01b 他代表的意思是：選擇子的index=4即100b選擇GDT中的第4個(gè)描述符；TI=0代表選擇子是在GDT選擇；左后的01b代表特權(quán)級(jí)RPL=1
b. OFFSET=12345678h若此時(shí)GDT第四個(gè)描述符中描述的段基址（Base）為11111111h，則線性地址=11111111h+12345678h=23456789h
（3）局部描述符表LDT（Local Descriptor Table）局部描述符表可以有若干張，每個(gè)任務(wù)可以有一張。我們可以這樣理解GDT和LDT：GDT為一級(jí)描述符表，LDT為二級(jí)描述符表。如圖五
LDT和GDT從本質(zhì)上說是相同的，只是LDT嵌套在GDT之中。LDTR記錄局部描述符表的起始位置，與GDTR不同LDTR的內(nèi)容是一個(gè)段選擇子。由于LDT本身同樣是一段內(nèi)存，也是一個(gè)段，所以它也有個(gè)描述符描述它，這個(gè)描述符就存儲(chǔ)在GDT中，對(duì)應(yīng)這個(gè)表述符也會(huì)有一個(gè)選擇子，LDTR裝載的就是這樣一個(gè)選擇子。LDTR可以在程序中隨時(shí)改變，通過使用lldt指令。如圖五，如果裝載的是Selector 2則LDTR指向的是表LDT2。舉個(gè)例子：如果我們想在表LDT2中選擇第三個(gè)描述符所描述的段的地址12345678h。
1. 首先需要裝載LDTR使它指向LDT2 使用指令lldt將Select2裝載到LDTR
2. 通過邏輯地址（SEL:OFFSET）訪問時(shí)SEL的index=3代表選擇第三個(gè)描述符；TI=1代表選擇子是在LDT選擇，此時(shí)LDTR指向的是LDT2,所以是在LDT2中選擇，此時(shí)的SEL值為1Ch(二進(jìn)制為11 1 00b)。OFFSET=12345678h。邏輯地址為1C:12345678h
3. 由SEL選擇出描述符，由描述符中的基址（Base）加上OFFSET可得到線性地址，例如基址是11111111h，則線性地址=11111111h+12345678h=23456789h
4. 此時(shí)若再想訪問LDT1中的第三個(gè)描述符，只要使用lldt指令將選擇子Selector 1裝入再執(zhí)行2、3兩步就可以了（因?yàn)榇藭r(shí)LDTR又指向了LDT1）
由于每個(gè)進(jìn)程都有自己的一套程序段、數(shù)據(jù)段、堆棧段，有了局部描述符表則可以將每個(gè)進(jìn)程的程序段、數(shù)據(jù)段、堆棧段封裝在一起，只要改變LDTR就可以實(shí)現(xiàn)對(duì)不同進(jìn)程的段進(jìn)行訪問。
存儲(chǔ)方式是保護(hù)模式的基礎(chǔ)，學(xué)習(xí)他主要注意與實(shí)模式下的存儲(chǔ)模式的對(duì)比，總的思想就是首先通過段選擇子在描述符表中找到相應(yīng)段的描述符，根據(jù)描述符中的段基址首先確定段的位置，再通過OFFSET加上段基址計(jì)算出線性地址.
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