第二章虛擬內(nèi)存管理的硬件機(jī)制

第二章虛擬內(nèi)存管理的硬件機(jī)制第一頁，共四十三頁，2022年，8月28日內(nèi)存尋址－操作系統(tǒng)設(shè)計(jì)的硬件基礎(chǔ)之一操作系統(tǒng)－橫跨軟件和硬件的橋梁內(nèi)存尋址－操作系統(tǒng)設(shè)計(jì)的硬件基礎(chǔ)之一操作系統(tǒng)的設(shè)計(jì)者必須在硬件相關(guān)的代碼與硬件無關(guān)的代碼之間劃出清楚的界限，以便于一個(gè)操作系統(tǒng)很容易地移植到不同的平臺(tái)。在這眾多的平臺(tái)中，大家最熟悉的就是i386，即Intel80386體系結(jié)構(gòu)。因此，我們所介紹的內(nèi)存尋址也是以此為背景。

第二頁，共四十三頁，2022年，8月28日內(nèi)存尋址的不同時(shí)期石器時(shí)期－8位青銅時(shí)期－16位白銀時(shí)期－24位黃金時(shí)期－32位第三頁，共四十三頁，2022年，8月28日石器時(shí)期－8位尋址在微處理器的歷史上，第一款微處理器芯片4004是由Intel推出的，4位。在4004之后，intel推出了一款8位處理器叫8080，它有1個(gè)主累加器（寄存器A）和6個(gè)次累加器（寄存器B,C,D,E,H和L）那時(shí)沒有段的概念，訪問內(nèi)存都要通過絕對(duì)地址，因此程序中的地址必須進(jìn)行硬編碼（給出具體地址），而且也難以重定位第四頁，共四十三頁，2022年，8月28日青銅時(shí)期－“段”的引入intel開發(fā)出的16位的處理器叫8086，標(biāo)志著IntelX86王朝的開始，同時(shí)引入了“段”概念。段描述了一塊有限的內(nèi)存區(qū)域，區(qū)域的起始位置存在專門的寄存器（段寄存器）中。8086處理器地址線擴(kuò)展到了20位，尋址空間到了1M也就是把1M大的空間分成數(shù)個(gè)64k的段來管理（化整為零了）。把16位的段地址左移動(dòng)4位后，再與16位的偏移量相加便可獲得一個(gè)20位的內(nèi)存地址，第五頁，共四十三頁，2022年，8月28日白銀時(shí)期－“保護(hù)模式”的引入intel的80286處理器于1982年問世。地址總線位數(shù)增加到了24位。從此開始引進(jìn)了一個(gè)全新理念—保護(hù)模式

訪問內(nèi)存時(shí)不能直接從段寄存器中獲得段的起始地址了，而需要經(jīng)過額外轉(zhuǎn)換和檢查。80286處理器一些致命的缺陷注定不能長(zhǎng)久，它很快被天資卓越的兄弟——80386代替了第六頁，共四十三頁，2022年，8月28日黃金時(shí)期－內(nèi)存尋址的飛躍80386是一個(gè)32位的CPU，其尋址能力達(dá)到4GBIntel選擇了在段寄存器的基礎(chǔ)上構(gòu)筑保護(hù)模式，并且保留段寄存器16位在保護(hù)模式下,它的段范圍不再受限于64K，可以達(dá)到4G這真正解放了軟件工程師,他們不必再費(fèi)盡心思去壓縮程序規(guī)模，軟件功能也因此迅速提升從80386以后，Intel的CPU經(jīng)歷了80486、Pentium、PentiumII、PentiumIII等型號(hào),但基本上屬于同一種系統(tǒng)結(jié)構(gòu)的改進(jìn)與加強(qiáng)，而無本質(zhì)的變化,所以我們把80386以后的處理器統(tǒng)稱為IA32（32BitIntelArchitecture）。第七頁，共四十三頁，2022年，8月28日IA32寄存器簡(jiǎn)介·

把16位的通用寄存器、標(biāo)志寄存器以及指令指針寄存器擴(kuò)充為32位的寄存器·段寄存器仍然為16位?！ぴ黾?個(gè)32位的控制寄存器·增加4個(gè)系統(tǒng)地址寄存器·增加8個(gè)調(diào)式寄存器·增加2個(gè)測(cè)試寄存器第八頁，共四十三頁，2022年，8月28日常用寄存器簡(jiǎn)介通用寄存器8個(gè)通用寄存器是8086寄存器的超集，它們分別為：EAX，EBX，ECX，EDX，EBP，EBP，ESI及EDI段寄存器8086中有4個(gè)16位的段寄存器：CS、DS、SS、ES，分別用于存放可執(zhí)行代碼的代碼段、數(shù)據(jù)段、堆棧段和其他段的基地址。這些段寄存器中存放的不再是某個(gè)段的基地址，而是某個(gè)段的選擇符（Selector）

段基地址存放在段描述符表（Descriptor）中，表的索引就是選擇符

第九頁，共四十三頁，2022年，8月28日常用寄存器簡(jiǎn)介指令指針寄存器

指令指針寄存器EIP中存放下一條將要執(zhí)行指令的偏移量（offset），這個(gè)偏移量是相對(duì)于目前正在運(yùn)行的代碼段寄存器CS而言的。偏移量加上當(dāng)前代碼段的基地址，就形成了下一條指令的地址。EIP中的低16位可以被單獨(dú)訪問，給它起名叫指令指針I(yè)P寄存器，用于16位尋址。標(biāo)志寄存器標(biāo)志寄存器EFLAGS存放有關(guān)處理器的控制標(biāo)志，很多標(biāo)志與16位FLAGS中的標(biāo)志含義一樣。第十頁，共四十三頁，2022年，8月28日標(biāo)志寄存器簡(jiǎn)介第十一頁，共四十三頁，2022年，8月28日用于分頁機(jī)制的控制寄存器第十二頁，共四十三頁，2022年，8月28日物理地址、虛擬地址及線性地址將主板上的物理內(nèi)存條所提供的內(nèi)存空間定義為物理內(nèi)存空間，其中每個(gè)內(nèi)存單元的實(shí)際地址就是物理地址將應(yīng)用程序員看到的內(nèi)存空間定義為虛擬地址空間(或地址空間)，其中的地址就叫虛擬地址(或虛地址)，一般用“段：偏移量”的形式來描述

線性地址空間是指一段連續(xù)的，不分段的，范圍為0到4GB的地址空間，一個(gè)線性地址就是線性地址空間的一個(gè)絕對(duì)地址。第十三頁，共四十三頁，2022年，8月28日地址之間的轉(zhuǎn)換－保護(hù)模式下的尋址CPUMMU內(nèi)存磁盤控制器總線CPU把虛地址送給MMUMMU把物理地址送給存儲(chǔ)器第十四頁，共四十三頁，2022年，8月28日地址之間的轉(zhuǎn)換－MMU機(jī)制虛擬地址第十五頁，共四十三頁，2022年，8月28日段機(jī)制段是虛擬地址空間的基本單位，段機(jī)制必須把虛擬地址空間的一個(gè)地址轉(zhuǎn)換為線性地址空間的一個(gè)線性地址。用三個(gè)方面來描述段

段的基地址(BaseAddress)：在線性地址空間中段的起始地址。

段的界限(Limit)：在虛擬地址空間中，段內(nèi)可以使用的最大偏移量。

段的保護(hù)屬性(Attribute)：表示段的特性。例如，該段是否可被讀出或?qū)懭?，或者該段是否作為一個(gè)程序來執(zhí)行，以及段的特權(quán)級(jí)等等。

第十六頁，共四十三頁，2022年，8月28日虛擬－線性地址的轉(zhuǎn)換虛擬地址空間第十七頁，共四十三頁，2022年，8月28日段描述符表－段表如圖所示的段描述符表（或叫段表）來描述轉(zhuǎn)換關(guān)系。段號(hào)描述的是虛擬地址空間段的編號(hào)，基地址是線性地址空間段的起始地址。段描述符表中的每一個(gè)表項(xiàng)叫做段描述符012索引（段號(hào)）

基地址

界限

屬性

Baseb

Limitb

Attributeb

Basea

Limita

Attributea

Basec

LimitcAttributec第十八頁，共四十三頁，2022年，8月28日段描述符的一般格式第十九頁，共四十三頁，2022年，8月28日保護(hù)模式下的其他描述符表簡(jiǎn)介全局描述符表GDT（GloabalDescriptorTable）中斷描述符表IDT（InterruptDescriptorTable）局部描述符表LDT（LocalDescriptorTable）為了加快對(duì)這些表的訪問，Intel設(shè)計(jì)了專門的寄存器，以存放這些表的基地址及表的長(zhǎng)度界限。這些寄存器只供操作系統(tǒng)使用。有關(guān)這些表的詳細(xì)內(nèi)容請(qǐng)參看有關(guān)保護(hù)模式的參考書。第二十頁，共四十三頁，2022年，8月28日保護(hù)模式下段寄存器中存放什么存放索引或叫段號(hào)，因此，這里的段寄存器也叫選擇符，即從描述符表中選擇某個(gè)段。選擇符（段寄存器）的結(jié)構(gòu)：

RPL表示請(qǐng)求者的特權(quán)級(jí)（RequestorPrivilegeLevel）第二十一頁，共四十三頁，2022年，8月28日保護(hù)模式下的特權(quán)級(jí)保護(hù)模式提供了四個(gè)特權(quán)級(jí)，用0~3四個(gè)數(shù)字表示很多操作系統(tǒng)（包括Linux,Windwos）只使用了其中的最低和最高兩個(gè)，即0表示最高特權(quán)級(jí)，對(duì)應(yīng)內(nèi)核態(tài)；3表示最低特權(quán)級(jí)，對(duì)應(yīng)用戶態(tài)。保護(hù)模式規(guī)定，高特權(quán)級(jí)可以訪問低特權(quán)級(jí)，而低特權(quán)級(jí)不能隨便訪問高特權(quán)級(jí)。第二十二頁，共四十三頁，2022年，8月28日地址轉(zhuǎn)換及保護(hù)第二十三頁，共四十三頁，2022年，8月28日Linux中的段Linux是怎樣處理段機(jī)制？？第二十四頁，共四十三頁，2022年，8月28日分頁機(jī)制－頁將線性地址空間劃分成若干大小相等的片，稱為頁（Page）

物理地址空間分成與頁大小相等的若干存儲(chǔ)塊，稱為（物理）塊或頁面（PageFrame）頁的大小應(yīng)該為多少？由誰確定？

第二十五頁，共四十三頁，2022年，8月28日分頁機(jī)制－頁表頁表是把線性地址映射到物理地址的一種數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)。

頁表中應(yīng)當(dāng)包含如下內(nèi)容：物理頁面基地址：線性地址空間中的一個(gè)頁裝入內(nèi)存后所對(duì)應(yīng)的物理頁面的起始地址。頁的屬性：表示頁的特性。例如該頁是否在內(nèi)存，是否可被讀出或?qū)懭氲?。頁面的大小?KB，物理頁面基地址需要多少位就可以？

第二十六頁，共四十三頁，2022年，8月28日分頁機(jī)制－頁表項(xiàng)結(jié)構(gòu)物理頁面基地址：指的是頁所對(duì)應(yīng)的物理頁面在內(nèi)存的起始物理地址。相當(dāng)于物理塊號(hào)(為什么?)其最低12位全部為0，因此用高20位來描述32位的地址。

屬性見書

物理頁面基地址屬性31110第二十七頁，共四十三頁，2022年，8月28日分頁機(jī)制－兩級(jí)頁表為什么要采用兩級(jí)頁表？…………………………頁目錄頁表物理頁面第二十八頁，共四十三頁，2022年，8月28日分頁機(jī)制－線性地址結(jié)構(gòu)這個(gè)結(jié)構(gòu)的偽代碼描述如下typedefstruct{unsignedintdir:10;/*用作頁目錄中的下標(biāo)，對(duì)應(yīng)的目錄項(xiàng)指向一個(gè)頁表*/unsignedintpage:10/*用作頁表的下標(biāo)，對(duì)應(yīng)的頁表項(xiàng)指向一個(gè)物理頁面*/unsignedintoffset:12/*在4K字物理頁面內(nèi)的偏移量*/}LinearAddr

頁目錄頁頁內(nèi)偏移量3122120第二十九頁，共四十三頁，2022年，8月28日分頁機(jī)制－硬件保護(hù)機(jī)制對(duì)于頁表，頁的保護(hù)是由屬性部分的U/S標(biāo)志和R/W標(biāo)志來控制的。當(dāng)U/S標(biāo)志為0時(shí)，只有處于內(nèi)核態(tài)的操作系統(tǒng)才能對(duì)此頁或頁表進(jìn)行尋址。當(dāng)這個(gè)標(biāo)志為1時(shí)，則不管在內(nèi)核態(tài)還是用戶態(tài)，總能對(duì)此頁進(jìn)行尋址。此外，與段的三種存取權(quán)限（讀、寫、執(zhí)行）不同，頁的存取權(quán)限只有兩種（讀、寫）。如果頁目錄項(xiàng)或頁表項(xiàng)的讀寫標(biāo)志為0，說明相應(yīng)的頁表或頁是只讀的，否則是可讀寫的。第三十頁，共四十三頁，2022年，8月28日分頁機(jī)制－線性地址到物理地址的轉(zhuǎn)換第三十一頁，共四十三頁，2022年，8月28日分頁機(jī)制－分頁示例假如操作系統(tǒng)給一個(gè)正在運(yùn)行的進(jìn)程分配的線性地址空間范圍是0x20000000到0x2003ffff。這個(gè)空間由64頁組成。我們從分配給進(jìn)程的線性地址的最高10位（分頁硬件機(jī)制把它自動(dòng)解釋成頁目錄域）開始。這兩個(gè)地址都以2開頭，后面跟著0，因此高10位有相同的值，即十六進(jìn)制的0x080或十進(jìn)制的128。因此，這兩個(gè)地址的頁目錄域都指向進(jìn)程頁目錄的第129項(xiàng)。相應(yīng)的目錄項(xiàng)中必須包含分配給進(jìn)程的頁表的物理地址,如圖2.13。如果給這個(gè)進(jìn)程沒有分配其它的線性地址，則頁目錄的其余1023項(xiàng)都為0，也就是這個(gè)進(jìn)程在頁目錄中只占一項(xiàng)。第三十二頁，共四十三頁，2022年，8月28日分頁機(jī)制－分頁示例1023(0x3ff)128(0x80)

1023（0x3ff）64(0x040)63(0x03f)

頁目錄頁表假設(shè)進(jìn)程需要讀線性地址0x20021406中的內(nèi)容。這個(gè)地址由分頁機(jī)制如何進(jìn)行處理?第三十三頁，共四十三頁，2022年，8月28日分頁機(jī)制－頁面高速緩存第三十四頁，共四十三頁，2022年，8月28日分頁機(jī)制－Linux中的分頁Linux主要采用分頁機(jī)制來實(shí)現(xiàn)虛擬存儲(chǔ)器管理,因?yàn)?Linux的分段機(jī)制使得所有的進(jìn)程都使用相同的段寄存器值，這就使得內(nèi)存管理變得簡(jiǎn)單，也就是說，所有的進(jìn)程都使用同樣的線性地址空間（0~4G）。Linux設(shè)計(jì)目標(biāo)之一就是能夠把自己移植到絕大多數(shù)流行的處理器平臺(tái)。但是，許多RISC處理器支持的段功能非常有限。為了保持可移植性，Linux采用三級(jí)分頁模式而不是兩級(jí)第三十五頁，共四十三頁，2022年，8月28日分頁機(jī)制－Linux中的分頁第三十六頁，共四十三頁，2022年，8月28日Linux中的C語言和匯編語言

GNU的C語言AT&T的匯編:參見書

第三十七頁，共四十三頁，2022年，8月28日Linux系統(tǒng)地址映射示例Linux采用分頁存儲(chǔ)管理。虛擬地址空間劃分成固定大小的“頁”，由MMU在運(yùn)行時(shí)將虛擬地址映射（變換）成某個(gè)物理頁面中的地址IA32的MMU對(duì)程序中的虛擬地址先進(jìn)行段式映射（虛擬地址轉(zhuǎn)換為線性地址），然后才能進(jìn)行頁式映射（線性地址轉(zhuǎn)換為物理地址）Linux巧妙地使段式映射實(shí)際上不起什么作用第三十八頁，共四十三頁，2022年，8月28日Linux系統(tǒng)地址映射示例

假定我們有一個(gè)簡(jiǎn)單的C程序Hello.c#include<stdio.h>greeting(){ printf(“Hello,world!\n”);}main(){greeting();}第三十九頁，共四十三頁，2022年，8月28日Linux系統(tǒng)地址映射示例用Linux的實(shí)用程序objdump對(duì)其可執(zhí)行代碼進(jìn)行反匯編：%objdump–dhello08048568<greeting>:8048568:pushl%ebp8048569:movl%esp,%ebp804856b:pushl$0x8094048048570:call8048474<_init+0x84>8048575:addl$0x4,%esp8048578:leave8048579:ret804857a:movl%e