Linux記憶體管理2 段機制

本文將主要以x86架構為例來介紹linux記憶體管理的段機制。

段的保護屬性：表示段的特性。例如該段是否可以被讀出或寫入。或者該段是否可以作為乙個程式來執行，以及段的特權等級

圖 段描述符的一般格式

圖 段描述符表（段表）

索引描述虛擬位址空間段的編號；基位址是線性位址空間段的起始位址

補充：保護模式下段描述符表分為：

全域性描述符表（gdt）

中斷描述符表（idt）

區域性描述符表（ldt）

注：為加快對如上描述符表的訪問，intel為之設計了專門的暫存器，存放描述符表的基位址及表的長度界限

段暫存器存放段描述符表的索引（段號，也叫選擇符），即從段描述符表中選擇某個段.

其中:索引（13位指明段號）；

ti(table index)指明使用全域性描述符表還是區域性描述符表；

rpl(requestor previlege level)：2位指定4種特權級，用來決定核心態還是使用者態

圖 保護模式下的段暫存器

保護模式提供了四個特權級，用0~3四個數字表示

一般作業系統只使用了其中最低和最高兩個，即0表示最高特權級，核心態；3表示最低特權級，使用者態

保護模式規定高特權級可隨意訪問低特權級，低特權級不能隨便訪問高特權級

圖 位址轉換

（1）在段暫存器（16位選擇器）中裝入段選擇符，同時把32位位址偏移量裝入某個暫存器(比如esi、edi等)中。

（2）根據選擇符中的索引值、ti及rpl值，再根據相應描述符表中的段基位址和段界限，進行一系列合法性檢查(如特權級檢查、界限檢查)，如果該段無問題，就取出相應的描述符放入段描述符高速緩衝暫存器中。

（3）將描述符中的32位段基位址和放在esi、edi等中的32位有效位址（偏移量）相加，就形成了32位線性位址。

（1） 在乙個段內，如果偏移量大於段界限，虛擬位址將沒有意義，系統將產生異常。

（2） 如果要對乙個段進行訪問，系統會根據段的保護屬性檢查訪問者是否具有訪問許可權，如果沒有，則產生異常。例如，如果要在唯讀段中進行寫入，系統將根據該段的屬性檢測到這是一種違規操作，則產生異常。

由於很多體系結構並不要求段機制必選，因此這樣處理即使用了段機制又巧妙的化解了段機制

在ia32上任意給出的位址都是乙個虛擬位址，即任意乙個位址都是通過「選擇符:偏移量」的方式給出的，這是段機制存訪問模式的基本特點

所以在ia32上設計作業系統時無法迴避使用段機制，ia32規定段機制是不可禁止的，因此不可能繞過它直接給出線性位址空間的位址

乙個虛擬位址最終會通過「段基位址＋偏移量」的方式轉化為乙個線性位址

由於絕大多數硬體平台都不支援段機制，只支援分頁機制，所以為了讓linux具有更好的可移植性，我們需要去掉段機制而只使用分頁機制

linux的設計人員乾脆讓段的基位址為0，而段的界限為4gb，這時任意給出乙個偏移量，則等式為「0+偏移量=線性位址」，也就是說「偏移量＝線性位址」。

另外由於段機制規定「偏移量 <4gb」，所以偏移量的範圍為0h～ffffffffh，這恰好是線性位址空間範圍，也就是說虛擬位址直接對映到了線性位址，

我們以後所提到的虛擬位址和線性位址指的也就是同一位址。

看來，linux在沒有迴避段機制的情況下巧妙地把段機制給繞過去了。

由於ia32段機制還規定，必須為**段和資料段建立不同的段，所以linux必須為**段和資料段分別建立乙個基位址為0，段界限為4gb的段描述符。

不僅如此，由於linux核心執行在特權級0，而使用者程式執行在特權級別3，根據ia32的段保護機制規定，特權級3的程式是無法訪問特權級為0的段的，所以linux必須為核心和使用者程式分別建立其**段和資料段。

這就意味著linux必須建立4個段描述符——特權級0的**段和資料段，特權級3的**段和資料段。

那麼，這是不是意味著使用者可以隨意修改核心資料？顯然不是的，這是因為，一方面使用者段和核心段具有不同的特權級別，另一方面，linux之所以這麼定義段，正是為了實現乙個純的分頁，而分頁機制會提供給我們所需要的保護。

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