80×86 保护模式 内存访问 学习总结

话说这个80286搞出来的保护模式,又是分段又是分页,从前没好好研究过,从来就没有搞清楚过……家里翻到一本老教材,《微型计算机技术及应用——从16位到32位》,里面讲80386的章节,终于基本上讲清楚了……假设现在是即分段又分页的情况…… 首先,程序里面引用一个地址,其实指的都是逻辑地址。这样的引用需要两部分数据:段选择子以及段内偏移量。然后么,段选择子基本上就放在老的段寄存器里面,不过现在是起一个索引的作用。段选择子其实分几部分。总共16位,前13位是个索引,接下来1位指定是到LDT还是GDT里面找。最后两位是特权级。LDT和GDT,一个是局部描述符表,一个是全局描述符表,反正是两张表,存了一大堆的段描述符。表的位置放在LDTR和GDTR两个寄存器里面。现在研究内存访问,所以只讨论存储段描述符,每个8个字节,包括了段的开始地址(32位)、界限(20位),还有一堆标志什么的。用前面那个索引,从LDT或GDT里面找到描述符,然后就有了段基地址。之前需要检查偏移量符合界限,以及其他各种权限之类的检查。最后加上偏移量,我们就得到了线性地址~ 分段部分完成~ 然后,线性地址有32位。把它分为3段:10位,10位,12位。系统有一堆控制寄存器,其中,CR3里面,保存着页目录的基地址。页目录也是一个表,每项4个字节,每个里面都有一个页表基地址…… 当然还有一堆别的东西,什么权限、标志之类的……线性地址的第一段,10位,就是这个表的索引。把它乘以4(每项4个字节么……),加上CR3里面的基地址,就有了页表的基地址……页表的结构也差不多,也是4个字节一项。用线性地址第二段,10位,乘以4,加上页表基地址,就有了页基地址……最后,拿第三段,12位,加上业基地址,终于…… 我们得到了物理地址! 接下来么,做一些数学计算。页内偏移量(线性地址第三段)有12位,2^12=4*1k=4k,和一页大小为4k吻合~线性地址前两段,每段10位,对应的表可以有1k项。所以,经过这两级,可以索引1M个页。每个页4k那么大,所以…… 总共4G。其实这个计算很NC对吧…… 总共32位,没有1位浪费,全都用来索引的情况下,当然可以索引2^32=4G……然后,一个页表有多大呢?一项4字节,共1024字节,所以一个页表4k大。总共1k个页表,所以页表总共占4M那么多地方。页目录表么,就4k大啦,比起页表也不算什么……然后,段的界限只有20位,2^20=1M,难道一个段只有1M那么大?其实剩下的标志里面有一个粒度位G,能够指定界限以1字节还是4k为单位。以4k为单位的时候,就能有1M*4k=4G那么大的段,这个就很完美了么~段选择子有16位,因此最多有2^16=65536个段,真多…… 然后,这样n级转换不是很慢么,所以系统里还有转换缓冲区。貌似这个区操作系统还可以控制,让哪些转换结果留在缓冲里面,这样下次碰见一个逻辑地址就不用多级转换了……另外,程序用到段选择子的时候,必然都在6个段寄存器里。所以,每次把东西扔到段寄存器里面去,CPU就把对应的段描述符装到一个隐藏的寄存器里面,这样,大部分时间就不用去查LDT/GDT之类的了……