当使用80x86微处理器时，必须区分以下三种不同类型的地址：

• 逻辑地址(Logical Address): 每个逻辑地址都有一个段(segment)和偏移量(offset)，偏移量指明了从段起始的地方到实际地址之间的距离。
• 线性地址(Linear Address)或也称为虚拟地址(Virtual Address): 32位无符号整数来表示的高达4GB的地址。
• 物理地址(Physical Address): 用于内存芯片级内存单元寻址，和从CPU地址引脚发送到内存总线上的电信号相对应。物理地址由32位或36位无符号数整数表示。

逻辑地址到物理地址的转换，需要经过内存控制单元(MMU)的分段单元和分页单元的硬件电路(如下图)。

x86微处理器中的分段

一个逻辑地址由两部分组成:

• 段选择符(segment selector): 长度为16bit，如下图所示，后面会详细说明各个字段的用途。
• 偏移量: 相对于段起始地址的偏移量，长度为32bit。

CPU提供段寄存器用于存放段选择符，这些段寄存器有6个：cs(代码段寄存器)、ss(栈段寄存器)、ds(数据段寄存器)、es(附加数据段寄存器)、fs和gs。cs寄存器还包含一个2bit的字段，用于指明CPU的当前特权级别(Current Privilege Level, CPL)，值为0代表最高优先级，值为3代表最低优先级。Linux只使用了0级和3级，分别对应内核态和用户态。

每个段由一个8字节的段描述符表示，它描述了段的特征。段描述符放在全局描述符表(Global Descriptor Table, GDT)或局部描述符表(Local Descriptor Table, LDT)。GDT在内存中的基地址和大小存放在gdtr控制寄存器中，当前正在使用的LDT基地址和大小存放在ldtr控制寄存器中。

通常只定义一个GDT，而每个进程除了存放在GDT中的段之外，如果还需要创建附加的段，就可以有自己的LDT。

段描述符的格式见下图：

数据段描述符和代码段描述符的格式基本类似，以下是对其中一些重要字段的说明：

字段名	描述
Base	32bit，包含段的首字节的线性地址
G	粒度标志，该位清0，则段大小以字节为单位；否则以4KB的倍数计
Limit	20bit，决定段的长度，G标志位清0，段的大小在1个字节到1MB之间；否则将在4KB到4GB之间
S	系统标志位，该位清0，则说明这是一个系统段。数据段描述符和代码段描述符都将该位置1(非系统段)
Type	描述了段的类型特征和它的存取权限(请看表下面的描述)
DPL	描述符特权级别(Descriptor Privilege Level)，它表示为访问这个段而要求的CPU最小的优先级。 因此，DPL设为0的段只能当CPL为0时(内核态)才是可访问的，而DPL设为3的段对任何CPL值都是可访问的
P	存在位标志，该位清0，则表示当前段不在主存中。Linux总是将该位设为1，因为它永远不会把整个段交换到磁盘上去
D或B	取决于是数据段还是代码段。D或B的含义在两种情况下稍微有所区别，但是如果段偏移量的地址是32位长， 就基本上把它置为1，如果这个偏移量是16位长，它被清0(更详细的说明参见Intel使用手册)
AVL	可以由操作系统使用，但是被Linux忽略

有了以上这些对段的基本概念的说明之后，我们来看看逻辑地址是如何转换到线性地址的(见下图)。

• 首先，从段寄存器中获取段选择符
• 检查段选择符中的TI字段，决定是从GDT中还是从LDT中读取段描述符，GDT和LDT的起始地址分别存于gdtr和ldtr寄存器中
• 段选择符中的索引号字段的值乘以8(因为段描述符大小为8个字节)再和gdtr或ldtr寄存器中的内容相加，得到了段描述符在GDT或LDT中的真实地址
• 段描述符中Base字段的值和逻辑地址的偏移量相加就得到了线性地址

x86微处理中的分页

分页单元把线性地址转换成物理地址。线性地址被分成以固定长度为单位的页(page)。页内部连续的线性地址被映射到连续的物理地址中，这样，内核可以指定一个页的物理地址和其存取权限，而不用指定页所包含的全部线性地址的存取权限。遵照习惯说法，术语“页”既指一组线性地址，又指包含在这组地址中的数据。

把线性地址映射到物理地址的数据结构称为页表(page table)。页表存放在主存中，并在启用分页单元之前必须由内核对页表进行适当的初始化。80x86处理器通过设置cr0寄存器的PG标志启用分页，当PG=0时，线性地址就被直接解释成物理地址。

常规分页

从80386起，Intel处理器的分页单元处理4KB的页。32位的线性地址被分成3个域：

• 目录(directory): 最高10位
• 页表(table): 中间10位
• 偏移量(offset): 最低12位

线性地址的转换分两步完成: 第一步基于页目录表，第二步基于页表，如下图所示。

使用两级转换表的好处是可以减少每个进程页表所需RAM的数量。如果只使用简单的一级页表，那将需要高达\( 2^{20} \)个表项，也就是说，在每项4个字节时，需要4MB RAM来表示每个进程的页表(如果进程使用全部4GB线性地址空间的话)。

每个活动进程必须有一个分配给它的页目录，不过只有在进程实际需要一个页表的时候才会给该页表分配RAM。当前正在使用的页目录表的起始地址存放在cr3控制寄存器中。线性地址中的目录字段决定页目录中的目录项，而目录项指向适当的页表。线性地址中的页表字段又决定页表中的表项，而表项含有页所在页框的物理地址。偏移量字段决定页框内的相对位置，由于它的长度是12位，故每一页含有4KB字节的数据。

页目录项和页表项有相同的结构，每项都包含如下一些字段：

字段名	描述
Present	该标志位置1，则说明所指的页(或页表)在主存中。当执行地址转换所需的页表项或页目录项中的Present 标志被清0时，分页单元会把该线性地址存放到cr2控制寄存器中，并产生14号异常: 缺页异常。
Base	长度为20bit，等于页框物理地址的最高20位。
Accessed	每当分页单元对相应页框进行寻址时就设置这个标志位。当选中的页被交换出去时，这一标志就可以 由操作系统使用。分页单元从来不重置该标志，必须由操作系统去做。
Dirty	只应用于页表项中。每当对一个页框进行写操作时就设置这个标志。和Accessed 标志一样，当选中的页被交换出去时，这一标志就可以由操作系统使用，分页单元不重置这个标志。
Read/Write	页或页表的存取权限标志位(参见分页单元的特权保护方案)
User/Supervisor	含有访问页或页表所需的特权级别(参见分页单元的特权保护方案)
PCD和PWT	控制硬件高速缓存处理页或页表的方式。
Page Size	只应用于页目录项，如果设置为1，则页目录项指的是2MB或4MB的页框(参见下一节 扩展分页)
Global	只应用于页表项，用来防止常用页从TLB(translation lookaside buffer)高速缓存中刷新 出去。只有在cr4寄存器的页全局启用(PGE)标志置位时，这个 标志才起作用。

小结

本文基于80x86对硬件的寻址方案进行了详细的说明，具体描述了分段单元如何将逻辑地址转换成线性地址，以及分页单元进而把线性地址转换成物理地址的细节。然而，针对分页单元，x86还有更多高级的支持，由于篇幅限制，将在下一篇文章中具体介绍分页单元中的高级特性，包括扩展分页、特权保护方案、高速缓存、TLB等。

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内存寻址(2): X86微处理器的分页单元的高级话题

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