《Linux操作系统原理分析之linux存储管理（1）》（17）
- [6 Linux存储管理](#6 Linux存储管理)
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- [6.2 选段符与段描述符](#6.2 选段符与段描述符)
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- [6.2.1 选段符](#6.2.1 选段符)
- [6.2.2 段描述符](#6.2.2 段描述符)
- [6.2.3 分段机制的存储保护](#6.2.3 分段机制的存储保护)
- [6.3 80x86 的分页机制](#6.3 80x86 的分页机制)
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- [6.3.180x86 的分页机制](#6.3.180x86 的分页机制)
- [6.3.2 分页机制的地址转换](#6.3.2 分页机制的地址转换)
- [6.3.3 页表目录与页表表项](#6.3.3 页表目录与页表表项)
- [6.3.4 分页机制的存储保护](#6.3.4 分页机制的存储保护)
- [6.3.5 快表 TLB](#6.3.5 快表 TLB)
6 Linux存储管理
6.2 选段符与段描述符
6.2.1 选段符
选段符的作用：确定所选的段描述符在段描述符表中的位置。
选段符由 3 个部分组成，如下所示：
其中：
👉RPL（Reques Privilege Level）：请求特权级，即访问者的特权级，分为 0、1、2、3 四级，0 级最高，3 级最低。Linux 中仅使用其中两个级别：0 级为内核级，3 为用户级。
👉TI（Table Indictor）：描述符表的种类。0 为访问全局描述符表 GDT，1 为访问局部描述符表LDT。
👉INDEX：索引值。指出段描述符在描述符表中的偏移量。INDEX 13 位，则可以最大可描述 8K 个段。
如何确定描述符在描述符表中的偏移地址？
INDEX 是描述索引表的索引值，实际上是描述符在描述符表中的序号。每个描述符的长度为8B，所以描述符相对于表基地址的偏移地址实际是：INDEX 乘以 8。而实际该值并不需要计算，只要将 INDEX 的值左移 3 位，低地址部分 3 位补 0，形成的 16 位地址就是偏移地址。
6.2.2 段描述符
在 80x86 线性地址空间中，所有的段根据它们所存放的内容可以分为两类：
👉常规段：存放代码、数据、堆栈的段，无论是用户的还是系统的。
👉系统段：存放系统管理用的各种数据结构，如进程状态段 TSS、中断矢量表、系统调用表等。相应地，段描述符也有两种：常规段描述符、系统段描述符。本书中只介绍常规段描述符。
64 位常规段描述符主要分为以下四个部分：
1．段基址：32 位（分布在段描述符 16~39 位和 56 ~63 位）指出段在线性地址空间的起始地址。
2．段限：20 位（分布在段描述符 0~ 15 位和 48~51 位）段限加 1 是段的长度。
3．访问属性：8 位（40~47 位）定义了段的类型、操作属性及保护特性。
4．辅助特性：4 位（52~55 位）定义了段的其他属性。
访问属性
| 访问属性 | 含义 |
|---|---|
| P（present） | 存在位。 |
| DPL（Descriptor privilege Level） | 段的访问特权级。它是段本身的访问特权分为 0、1、2、3 四级，0 级最高，3 级最低。Linux 中仅使用其中两个级别：0 级为内核级，3 为用户级。 |
| S（Segment） | 段种类。0：系统段，1：常规段。 |
| E（Executive） | 执行位。表示段的类型：0 表示数据段；1 表示代码段。 |
| C/ED | 相容性/扩展位。 代码段（S=1，E=1）中，C=1 表示在满足一定条件下段可以执行。C=0 表示段不能执行； 数据段（S=1，E=0）中，对堆栈段而言：ED =1 表示向上扩展堆栈。ED =0 表示向下扩展堆栈。 |
| R/W | 读写位。 代码段（S=1，E=1）中，R/W =1 表示可读可执行。R/W =0 表示不可读但可执行； 数据段（S=1，E=0）中，R/W =1 表示可读可写。R/W =1 表示可读禁止写。 |
| A | 访问位。A=0 表示该段尚未被访问；A=1 表示该段已被访问过。 |
辅助特性:
| 辅助特性 | 含义 |
|---|---|
| G（granularity） | 粒度，指段的单位长度，G=1 表示段长度以页面（4K）为单位，在常规段描述符中 G=1；G=0 表示段长度以字节为单位，在系统段描述符中 G=0。 |
| D | 操作长度，只用于代码段描述符中，D=1 位 32 位代码段，D=0 为 16 位代码段。 |
| R | 系统保留(值为 0) |
| U | 可以由 os 系统程序员自行定义使用，linux 未用。 |
6.2.3 分段机制的存储保护
1．地址越界保护
其实 GDT、LDT 中的段限就是用于地址越界保护。
2．存取控制保护
存取控制保护从两个方面来保证信息安全：
👉设置对存储区域的访问权限
RPL：规定访问者的访问权限；
DPL：规定段本身的访问权限；
访问者的访问权限必须段本身的访问权限时，才能访问段。
👉设置对存储区域的操作权限
通过段描述符中 R/W 实现。
6.3 80x86 的分页机制
6.3.180x86 的分页机制
80x86 中，逻辑页面大小为 4KB。
80x86 中采用两级页表：简单描述就是：每个页表占用一个物理页面（4KB），每个页表项占 4B，则每个页表 1K 个表项。因此一张页表可以覆盖 1K*4K=4M 的地址空间。建立进程时，系统根据进程逻辑
页面的数目提供不同张数的页表，这样不同尺寸的进程就可以使用不同张数的页表。但是此时必须为每个进程建立一个页表目录，记录该进程的各个页表的存储位置。所以需要使用两级页表。
因为 80x86 中页表目录中的表项也占用 4B，所以每个页面可以记录 1K 个页表项，所以采用两级页表可以覆盖 1k1K4K=4G 的地址空间。也就是能覆盖最大容量的线性地址空间。
采用二级页表的好处：覆盖更大容量的线性地址空间、节省空间（因为如果采用一级页表，为了满足最大容量 4G 的需要，必须为 4G 空间中的每个页建立页表项。)
6.3.2 分页机制的地址转换
1．地址结构
2．地址转换
图中：
👉CR3 控制寄存器：记录页表目录在物理内存中的起始地址。该寄存器是一个 32 位寄存器，它的低 12 位总是 0，这样可以保证页表目录在物理地址空间总是按页面对齐的。
👉页表目录域和页表域中记录的都是查找项的索引值，即序号，因每个表项为 4B，所以需要乘 4，得到表项中的偏移地址。
6.3.3 页表目录与页表表项
1．指针。页表目录中：是页表指针，指向某一页表。
页表中：是页面指针，指向某一物理页面。
实际上它们分别是页表或物理页面起始地址的高 20 位，该地址的低 12 位总为 0，这就保证了页
表和物理页面在物理地址空间总是按页面对齐的，即它们总是位于 4K 页面的边界上。
2．AVL：供操作系统自行定义使用。
3．D：修改位（仅对页表表项有意义）
4．A：访问位。
5．U/S：访问权限，表示页表或页面本身的访问权限。U/S=1 是用户级，U/S=0 是系统级。
6．W/R：读/写保护位，操作限制。1 表示允许读写；0 表示只读
7．P：存在位。
8．表项中 0 的位域保留以备扩充。
6.3.4 分页机制的存储保护
从两方面进行：
👉地址越界保护。访问到的页表项为 0 时，地址越界。（可以参见徐德民 p194 195 的例题）
👉存取控制保护。U/S 和 W/R
6.3.5 快表 TLB
从上述的分页机制可以看出，采用两级页表，需要访问 3 次内存。为此 80x86 中也引进了快表。它放在处理器芯片中的高速缓存中，称为转换旁视缓冲存储器 TLB（Translation Look-aside Buffers）。其中存放32 个最近使用的页表项（页面地址）。