CPU内存管理模式与 寻址

 

 

 

32位cpu 地址总线扩展成了32位，这和数据总线的宽度是一致的。因此，在32位机里其实并不需要采用“物理地址=段：偏移”这种地址表达方式。原来在16位机里规定的每一个段不大于64kb在32位机里也不是必要的。所以，对于32位机来讲，最简单的方法就是用一个32位数来标识一个字节的存储地址，寻址时只要给出一个32位数就可以直接找到地址。这种地址储存模型就属于“平展储存模型”。

但是，新产品一般都希望遵循“向下兼容”这个原则。所以，32位机里完整的保留了16位寻址模式。即：寻址能力为1M；分段机制；每段不超过64kb。这就是通常所说的"实模式"。在地址储存模型中属于“实地址储存模型”。

   其次，考虑到程序通常都是功能化的模块，所以分段虽然不是必要的，但分段却能大大提高编程者管理程序的效率。故而32位机也采用了段+偏移的模式来寻址。但与实模型不同的是，由于地址线和数据线宽度一致，因而，每个段最大可以到4G，并且段基址也是32位的无需进行左移处理。在地址储存模型中这属于“段地址储存模型”。然而需要注意的是，在32位机里，虽然通用寄存器，标志寄存器等都扩展成了32位，但是段寄存器却依然是16位的（为什么不做改变？？我猜可能是这样便于向下兼容）。所以在32位寻址时，段寄存器里放的不再是段基址（位数不够，放不下）而是一个选择子。这个选择子对应了一个64-bit长的描述符，64-bit的描述符里有32-bit是段基址。所以原来在16位机里通过段寄存器一步就可以找到段基址，而现在在32位机里分成了两步：先找选择子，然后通过选择子找段基址。段基址找到了，再加上偏移地址，物理地址就找到了。看样子，32位段模式寻址已经介绍清楚了。其实，这里头的故事还远没有讲完。

    在上面简述的过程中，很容易发现有两个问题没有交待。（1）CPU是如何将选择子与描述符对应起来的？（2）既然是64-bit的描述符，32位用来表示基地址，那么余下的32位是干什么用的？另外，当32位机发展起来的同时，操作系统也有了长足进步，单任务模式的DOS被多任务的windows所取代。也就是说，现在驻留在内存中的往往不止是一个程序，而很可能是多个程序同时在内存中。现在又没有了段大小的限制，程序之间便很有可能相互抢地址，如果核心程序被破坏，计算机就会崩溃。这就好比在马路上走车，如果只有一辆车开，怎么开都可以，但是如果车多了不制定个交通规则，车便会抢道，道路就会瘫痪。所以，在多任务的情况下，必须给寻址也制定一个“交通规则”，这样才能保证多任务系统有序的工作。制定什么样的规则呢？首先，既然程序是在无意识的情况下抢占了别的程序的地址，那么如果在寻址时包含一个查询的过程就可以有效的避免抢地址的情况发生。也就是说，先得问一问那个地址是不是已经有程序段占用了？同时已占上地址的程序段除了告知CPU自己的基地址外还应该告诉CPU自己的长度信息。这样别的程序段才能方便地查询。第二，多任务寻址最好应该包含优先级别的内容，已备紧急情况下为核心程序让道。这好比在马路上，一般情况下车是遵守规则的，但如果是警车或救护车执行任务时，就可以优先抢占别的车的道。所以，还应该定义一个优先级。然后，由占上地址的程序段告诉CPU自己的优先级别。总的来讲，原来在16位机里很单纯的一个“段”的概念现在变得复杂了。如同人的成长过程，刚开始的时候思维总是很幼稚的，相应的也只能解决简单的问题，只有当你的思维摆脱幼稚的时候，才有能力解决更为复杂的事情。现在CPU摆脱了幼稚的16位，它在描述“段”的时候当然不应该像16位时那么肤浅。在32位机里，“段”有三个要素：基地址，长度，属性（属性里包含了优先级和其它的一些内容）。为了能一次完整的引用或者给出这三个要素，需要新定义一个数据结构。这个结构就是前面所提到的描述符，每一个描述符都占有64-bit，有足够的长度来包含段的三个要素。当然，现在内存中不止一个程序，而且程序也不止一个段，所以描述符也不会有一个，而是很多个。最简单的管理方法，就是将所有的描述符集中起来放在一块连续的存储空间里，然后给各个描述符排上序号。当要找某一个特定的描述符时，只要先找到这块连续的存储空间然后给出序号就可以了。这些集中起来的描述符形成了一张表，所以通常被叫做描述符表。所以，想找到一个段的信息，首先要找到描述符表。也就是说，找特定的描述符先要知道描述符表的基地址。在32位cpu中，有一个48位的专用寄存器用来存放全局描述符表的信息，这个寄存器叫做GDTR。其中，高32位给出了全局描述符表的基地址，低16位给出了描述符表的长度限制。所以，一张全局描述符表最长可以是64kb。那么，最多可以放64kb/8b=8k个描述符。所以如果想在其中选择任意一个描述符，用13位就可以办到了。在32位cpu中，16位段寄存器的高13位就用来存放特定描述符的序号。其实，现在段寄存器的功能就是选择描述符，正因为如此，通常也把段寄存器叫做选择器。那么，经过冗长的介绍，现在32位段寻址的过程已经大体依稀浮现在眼前了：在段寄存器里找到序号，在GDTR中找到全局描述符表的基地址，然后就可以找到目的描述符。再从描述符中取出段的基地址，然后加上偏移地址，这样就得到了段的“物理地址”。

     真是令人兴奋，这样的寻址过程为执行多任务提供了有力的保障，可以想象这是计算机执行性能上的一次飞跃！从此高速的cpu再也不会为无用武之地发愁了，它可以最大限度的发挥自己速度快的优势，同时处理好多个任务。是的，当我们眼前出现了新的景象的时候，我们有理由兴奋。但是，我们不应该就此满足。我们应该沿着新天地撇给我们的一丝亮光，继续前行，去找到这片新天地。人就是在这样的前行中不断让事情变得更完美。到这里，我们对于寻址过程的了解，只是开了一个头而已，但这是一个好头，我们体会到了32位cpu的强大优势。这足以让我们对完整的32位CPU寻址充满了期待。让我们鼓舞士气，沿着前人的足迹继续前行吧！

     我们知道，程序代码和数据必须驻留在内存中才能得以运行，然而系统内存数量很有限，往往不能容纳一个完整程序的所有代码和数据，更何况现在是多任务系统，想让内存驻留所有任务程序显然不太可能。老式系统就是将程序分割成小份，只让当前系统运行它所有需要的那部分留在内存，其它部分都留在硬盘。当系统处理完当前任务片段后，再从外存中调入下一个待运行的任务片段，而且这个工作是由程序员自行完成。显然这增加了程序员的负担。
      由此针对多任务系统发展了一种虚拟内存技术。虚拟内存技术就是一种由操作系统接管的按需动态内存分配的方法，它允许程序不知不觉中使用大于实际物理空间大小的存储空间(其实是将程序需要的存储空间以页的形式分散存储在物理内存和磁盘上)。虚拟内存是将系统硬盘空间和系统实际内存联合在一起供进程使用,给进程提供了一个比内存大得多的虚拟空间。在程序运行时，把虚拟地址空间的一小部分映射到内存，其余都存储在硬盘上（也就是说程序虚拟空间就等于实际物理内存加部分硬盘空间）。当被访问的虚拟地址不在内存时，则说明该地址未被映射到内存，而是被存贮在硬盘中，因此需要的虚拟存储地址随即被调入到内存；同时当系统内存紧张时，也可以把当前不用的虚拟存储空间换出到硬盘，来腾出物理内存空间。       这样，为了提高系统性能，发展了虚拟内存技术，那么相应的，32位cpu也应该发展新的寻址技术来管理虚拟内存。这是通过页机制来实现的。
       因为使用页机制的原因，前面提到的通过段机制转换得到的地址仅仅是作为一个中间地址——线性地址了，该地址不代表实际物理地址，而是代表整个进程的虚拟空间地址。还得有一个将虚拟地址转换成物理地址的过程。

       让我们来认识一下页机制。它就是把内存分成一个一个连续的页，每页大小4kb。与段不同，页不是程序功能块的体现。一个程序功能块可能占用好多个页。现在内存就像一本书了，一页一页的，每页的容量都是相等的。当然，我们很快可以联想到，要想能够很快的找到某页，最好给这本书分个章或者节什么的，然后逐级地向下查询。这就是32位cpu里页目录和页表所起的作用。页目录的长度是4kb，它最多可以包含1024个页目录项，每个页目录项32-bit，包含了页表的地址和有关信息。所以，页目录把4Gb空间分成了1024个页组，每个页组4MB的大小。页表的长度也是4kb，1024个页表项，每个页表项32-bit，包含页的地址和其它信息。这样，4MB的页组又被分成了1024个页面，每个页面大小4kb。所以找到某一个页就是先查页目录再查页表这么一个过程。为了找到页目录，我们需要知道其基地址。在32位cpu里，CR3寄存器里高20位放的就是页目录的地址，因为页目录的低12位总是0，这样保证页目录始终是页对齐的（每页大小4kB）。再来看一看前面通过32位段机制找到的线性地址。其高10位是页目录的偏移地址，一共1024个页目录用10位就可以标识可能的最大偏移了。加上CR3，就可以找到页目录，然后再通过页目录找到页表的基地址，线性地址的中间10位放的是页表的偏移量，这样就找到了页表。最后页表的基地址再加上CR3最低12位所表征的页表的偏移地址就找到了页，这个页的地址就是最终的物理地址。

      前面提到，之所以采用页机制是为了虚拟内存技术。所以页目录也好，页表也好，除了地址信息外还有一些属性信息，比如，当前页表是不是在内存中等等。这样才能方便系统管理虚拟内存实施换进换出的功能。这里就不详述了。

      总的来讲，32位寻址先通过32位段机制找到一个32位地址，如果没有采用分页，那么它就是物理地址。否则，只是一个线性地址，然后再通过CR3，页目录，页表找到页的地址，它才是最终的物理地址。其实，还用很多细节没有涉及到，比如这里提到的描述符表是全局描述符表，实际上还有局部描述符表，再比如描述符只重点介绍了地址位，优先级位和其它属性位都没有介绍。但是，一个完整的寻址图像已经展现在我们眼前了。它包含了32位CPU里的所有重要机制。剩下的问题不妨采取暂不过问，现用现学的方法

 

16位cpu分段管理的原因:

16位CPU内部有20根地址线，其编码区间为：00000H~0FFFFFH，所以，它可直接访问的物理空间为1M(2²⁰)字节。而16位CPU内部存放存储单元偏移量的寄存器（如：IP、SP、BP、SI、DI和BX等）都是16位，它们的编码范围仅为：00000H~0FFFFH。这样，如果用16位寄存器来访问内存的话，则只能访问内存的最低端的64K，其它的内存将无法访问。为了能用16位寄存器来有效地访问1M的存储空间，16位CPU采用了内存分段的管理模式，并引用段寄存器的概念。

16位微机把内存空间划分成若干个逻辑段，每个逻辑段的要求如下：		图2.4 16位微机内存分段管理示意图
	逻辑段的起始地址(通常简称为：段地址)必须是16的倍数，即最低4位二进制必须全为0；
	逻辑段的最大容量为64K，这由16位寄存器的寻址空间所决定。
按上述规定，1M内存最多可分成64K个段，即65536个段(段之间相互重叠)，至少可分成16个相互不重叠的段。 右图2.4是内存各逻辑段之间的分布情况示意图，其中有相连的段(如：C和D段)、不相连的段(如：A和B段)以及相互重叠的段(如：B和C段)。

这种存储器分段的内存管理方法不仅实现了用两个16位寄存器来访问1M的内存空间，而且对程序的重定位、浮动地址的编码和提高内存的利用率等方面都具有重要的实用价值。

 

 

段寄存器的作用：

段寄存器是因为对内存的分段管理而设置的。16位CPU有四个段寄存器，所以，其程序可同时访问四个不同含义的段。段寄存器及其偏移量的引用关系如图2.7所示。

段寄存器CS指向存放程序的内存段，IP是用来存放下条待执行的指令在该段的偏移量，把它们合在一起可在该内存段内取到下次要执行的指令。

段寄存器SS指向用于堆栈的内存段，SP是用来指向该堆栈的栈顶，把它们合在一起可访问栈顶单元。另外，当偏移量用到了指针寄存器BP，则其缺省的段寄存器也是SS，并且用BP可访问整个堆栈，不仅仅是只访问栈顶。

段寄存器DS指向数据段，ES指向附加段，在存取操作数时，二者之一和一个偏移量合并就可得到存储单元的物理地址。该偏移量可以是具体数值、符号地址和指针寄存器的值等之一，具体情况将由指令的寻址方式来决定。

 

通常，缺省的数据段寄存器是DS，只有一个例外，即：在进行串操作时，其目的地址的段寄存器规定为ES。当然，在一般指令中，我们还可以用强置前缀的方法来改变操作数的段寄存器

 

寻址方式：

 

在不使用段超越前缀的情况下，规定：如果有效地址中含有BP，则缺省的段寄存器为SS；否则，缺省的段寄存器为DS。

 

 

立即寻址方式：

MOV AH, 80H　　

 

操作数作为指令的一部分而直接写在指令中，这种操作数称为立即数，这种寻址方式也就称为立即数寻址方式。

　ADD AX, 1234H　　　MOV ECX, 123456H
MOV B1, 12H　　　MOV W1, 3456H　　 ADD D1, 32123456H

 

 

寄存器寻址方式

 

指令所要的操作数已存储在某寄存器中，或把目标操作数存入寄存器。把在指令中指出所使用寄存器(即：寄存器的助忆符)的寻址方式称为寄存器寻址方式。

1、源操作数是寄存器寻址方式

如：ADD VARD, EAX　　ADD VARW, AX　　　MOV VARB, BH等。

其中：VARD、VARW和VARB是双字，字和字节类型的内存变量。在第4章将会学到如何定义它们。

2、目的操作数是寄存器寻址方式

如：ADD BH, 78h　　　　ADD AX, 1234h　　　MOV EBX, 12345678H等。

3、源和目的操作数都是寄存器寻址方式

如：MOV EAX, EBX　　　MOV AX, BX　　　　 MOV DH, BL等。

 

直接寻址方式

MOV BX, [1234H]，

 

 

 

  

 

 寄存器相对寻址方式

 

操作数在存储器中，其有效地址是一个基址寄存器(BX、BP)或变址寄存器(SI、DI)的内容和指令中的8位/16位偏移量之和。其有效地址的计算公式如右式所示。MOV BX, [SI+100H]，

基址加变址寻址方式

操作数在存储器中，其有效地址是一个基址寄存器(BX、BP)和一个变址寄存器(SI、DI)的内容之和。其有效地址的计算公式如右式所示。

 MOV BX, [BX+SI]，

 

指令所要的操作数已存储在某寄存器中，或把目标操作数存入寄存器。把在指令中指出所使用寄存器(即：寄存器的助忆符)的寻址方式称为寄存器寻址方式。

 

 

 

 相对基址加变址寻址方式

操作数在存储器中，其有效地址是一个基址寄存器(BX、BP)的值、一个变址寄存器(SI、DI)的值和指令中的8位/16位偏移量之和。其有效地址的计算公式如右式所示。 MOV AX, [BX+SI+200H]，

相对基址加变址寻址方式有多种等价的书写方式，下面的书写格式都是正确的，并且其寻址含义也是一致的。

MOV　AX, [BX+SI+1000H]　　　MOV　AX, 1000H[BX+SI]
MOV　AX, 1000H[BX][SI]　　　 MOV　AX, 1000H[SI][BX]

但书写格式BX [1000+SI]和SI[1000H+BX]等是错误的，即所用寄存器不能在“[“，”]”之外，该限制对寄存器相对寻址方式的书写也同样起作用。

 

 

 

 

32位cpu的寻址方式：

 

 

用32位地址偏移量进行寻址的有效地址计算公式归纳如右式所示。

在32位微机系统中，除了支持前面的七种寻址方式外，又提供了一种更灵活、方便，但也更复杂的内存寻址方式，从而使内存地址的寻址范围得到了进一步扩大。

在用16位寄存器来访问存储单元时，只能使用基地址寄存器(BX和BP)和变址寄存器(SI和DI)来作为地址偏移量的一部分，但在用32位寄存器寻址时，不存在上述限制，所有32位寄存器(EAX、EBX、ECX、EDX、ESI、EDI、EBP和ESP)都可以是地址偏移量的一个组成部分。

当用32位地址偏移量进行寻址时，内存地址的偏移量可分为三部分：一个32位基址寄存器，一个可乘1、2、4或8的32位变址寄存器，一个8位/32位的偏移常量，并且这三部分还可进行任意组合，省去其中之一或之二。

32位基址寄存器是：EAX、EBX、ECX、EDX、ESI、EDI、EBP和ESP；
32位变址寄存器是：EAX、EBX、ECX、EDX、ESI、EDI和EBP(除ESP之外)。

指令所要的操作数存放在内存中，在指令中直接给出该操作数的有效地址，这种寻址方式为直接寻址方式。

在通常情况下，操作数存放在数据段中，所以，其物理地址将由数据段寄存器DS和指令中给出的有效地址直接形成，但如果使用段超越前缀，那么，操作数可存放在其它段

 

 

寄存器间接寻址方式

 

 

操作数在存储器中，操作数的有效地址用SI、DI、BX和BP等四个寄存器之一来指定，称这种寻址方式为寄存器间接寻址方式

 MOV BX,[DI]，