操作系统-存储管理（5）IA-32/Linux的地址转换
IA-32/Linux按字节编址；在保护模式下，IA-32采用段页式虚拟存储管理方式，存储地址采用逻辑地址、线性地址和物理地址来进行描述。
逻辑地址由48位组成，包含16位段选择符（高13位为段表项的index）和32位段内偏移量（有效地址=基址寄存器+变址寄存器×比例因子+偏移量），通过段描述符取到段表中的对应段表项的段基址，加上有效地址得到线性地址（位数由虚拟地址空间大小决定）。
PS：逻辑地址和线性地址是虚拟地址的两种不同表示形式，描述的都是4GB虚拟地址空间中的一个存储地址。
最后通过分页方式转换为物理地址（位数由存储器总线的地址线条数决定）
逻辑地址向线性地址的转换:
6个16位段寄存器，用于存放段选择符
CS(代码段)：程序代码所在段
SS(栈段)：栈区所在段
DS(数据段)：全局静态数据区所在段
其他3个辅助段寄存器ES、GS和FS可指向任意数据段
TI=0，选择全局描述符表(GDT)；TI=1，选择局部描述符表(LDT)
每个段寄存器都有一个RPL字段（Request Privilege Level），说明的是进程对段访问的请求权限。
RPL是当前程序段的特权等级，Linux只用了0级和3级：RPL=00，为第0级，位于最高级的内核态；RPL=11，为第3级，位于最低级的用户态。当前CPL=0的进程要访问一个数据段，它把段选择符中的RPL设为3，这样它对该段仍然只有特权为3的访问权限。
CS寄存器中的RPL字段表示CPU的当前特权级（Current Privilege Level，CPL）
高13位索引用来确定当前使用的段描述符在描述表（段表）中的位置，即段表项的index
段描述符实际就是段表项，分两类：
- 普通段：用户/内核的代码段和数据段描述符
- 系统控制段描述符，又分两种：
- 特殊系统控制段描述符，包括：局部描述符表（LDT）描述符和任务状态段（TSS，每一个进程的状态描述信息）描述符
- 控制转移类描述符，包括：调用门描述符、任务门描述符、中断门描述符和陷阱门描述符（门：中断服务程序的首地址）
每项段描述符共64位，包括：
B31~B0： 32位基地址；
L19~L0：20位限界，表示段中最大页号
G：粒度。G=1以页（4KB）为单位；G=0以字节为单位。因为界限为20位，故当G=0时最大的段为1MB；当G=1时，最大段为4KB×2^20 =4GB
D：D=1表示地址和数据（段内偏移量）为32位宽，D=0表示16位宽
AVL：由操作系统定义使用，Linux未使用
P：P=1表示存在于主存，P=0表示不存在。Linux总把P置1，不会以段为单位淘汰
DPL：访问段时对当前特权级CPL的最低等级要求。即，只有CPL为00时才可访问DPL为00的段，任何进程都可访问DPL为11的段
S：S=0系统控制描述符，S=1普通的代码段或数据段描述符
TYPE：段的访问权限或系统控制描述符类型
A：A=1已被访问过，A=0未被访问过。（通常A包含在TYPE字段中，相当于脏位）
描述表实际就是段表，有三种类型：
- 全局描述符表GDT：只有一个，用来存放系统内每个任务共用的描述符，例如，内核代码段、内核数据段、用户代码段、用户数据段以及TSS（任务状态段）等都属于GDT中描述的段
- 局部描述符表LDT：存放某任务（即用户进程）专用的描述符
- 中断描述符表IDT：包含256个中断门、陷阱门和任务门描述符
为支持分段机制，CPU中有多个用户不可访问的内部寄存器，操作系统通过特权指令可对寄存器TR、LDTR、GDTR和IDTR进行读写
每次段寄存器装入新选择符时（例如更换进程的时候CS换新段选择符），新描述符装入描述符cache，在逻辑地址到线性地址转换时，MMU直接用描述符cache中的信息，不必访问主存段表
TR（任务寄存器）存放TSS描述符的段选择符；LDTR（LDT寄存器）存放LDT描述符的段选择符
PS：复习的时候注意段选择符和段描述符的区别。TR和LDTR放的是TSS描述符和LDT描述符的段选择符。TSS描述符和LDT描述符在GDT中。
GDT和IDT首地址、限界放在GDTR和IDTR中
举例：Linux中的全局描述符表（GDT）
如TSS和LDT的段选择符分别为0x88和0x80：
TR放了0x80，RPL=0，说明TR所指段TSS处于第0环；TI=0，其描述符在GDT中；索引值为0x0010，是第16项
LDTR放了0x88，RPL=0，说明LDTR所指段LDT处于第0环；TI=0，其描述符在GDT中；索引值为0x0011，是第17项
图中，其实只有第一次需要去GDT表中找段描述符，后来就去Cache中找了。
Linux为了移植到RISC处理器，简化了分段机制，在初始化时将所有段描述符的基址设为0来简化，每个段都被初始化在0~4GB的线性地址空间中。线性地址就是有效地址。
P必定为1
GDT的第12-15表项分别是内核代码段、内核数据段、用户代码段、用户数据段。每个段描述符8B。
因此执行内核代码的时候，CS里总是0x60，DS里总是0x68，以及最后三位000
执行用户程序的时候，CS里总是0x73，DS里总是0x7b，以及最后三位011
线性地址向物理地址的转换:
控制寄存器保存机器的各种控制和状态信息，它们将影响系统所有任务的运行，操作系统进行任务控制或存储管理时使用这些控制和状态信息。
- CR0：控制寄存器
① PE：1为保护模式。一旦在保护模式，不能再将PE清0，只能重启系统以回到实模式。
② PG：1为启用分页；0为禁止分页，此时线性地址被直接作为物理地址使用。
若要启用分页机制，则PE和PG都要置1。
③ 任务切换位TS：任务切换时将其置1，切换完毕则清0，可用CLTS指令将其清0。
④ 对齐屏蔽位AM。AM=0则禁止对齐检查；AM=1且EFLSGS的AC=1则进行对其检查
⑤ cache功能控制位NW（Not Write-through）和CD（Cache Disable）：只有当NW和CD均为0时，cache才能工作。
- CR2：页故障（page fault）线性地址寄存器
存放引起页故障的线性地址。只有在CR0中的PG=1时，CR2才有效。
- CR3：页目录基址寄存器
保存页目录表（第一级页表）的起始地址。只有当CR0中的PG=1时，CR3才有效。
IA-32采用两级页表方式：
4GB=1K个子空间×1K个页面/子空间×4KB/页
32位线性地址：1K个页目录项，通过10位页目录索引找到；每个页表1K页表项，通过10位页表索引找到；每页4KB，通过12位页内偏移量找到。
P：1表示页表或页在主存中；P=0表示页表或页不在主存，即缺页，此时需将页故障线性地址保存到CR2。
R/W：0表示页表或页只能读不能写；1表示可读可写。
U/S：0表示用户进程不能访问；1表示允许访问。
PWT：控制页表或页的cache写策略是全写（Write Through）还是回写（Write Back）。
PCD：控制页表或页能否被缓存到cache中。
A：1表示指定页表或页被访问过，初始化时OS将其清0。利用该标志，OS可清楚了解哪些页表或页正在使用，一般选择长期未用的页或近来最少使用的页调出主存。由MMU在进行地址转换时将该位置1。
D：脏位dirty bit。第一级页表页目录项中的脏位无意义，只在第二级页表页表项中有意义。初始化时OS将其清0，由MMU在进行写操作的地址转换时将该位置1。
高20位是页表或页在主存中的首地址对应的页框号，即首地址的高20位。每个页表的起始位置都按4KB对齐。
举例：IA-32/Linux中，执行“movl 8(%ebp), %eax”时，源操作数的逻辑地址向线性地址转换的过程如下：
（1）若CPL>DPL则越级，否则计算有效地址EA=R[ebp]+0×0+8
（2）取出段寄存器DS对应的描述符cache中的段基址（Linux中段基址为0）
（3）线性地址LA=段基址+EA=EA，若LA>段限则越界（Linux肯定不会，段限是全1）
（4）将LA转换为主存地址A
- 若访问TLB命中则地址转换得到A；否则处理TLB缺失（硬件/OS）
- 若缺页或越权(R/W不符)则调出OS内核；否则地址转换得到A
- 根据A先到Cache中找，若命中则取出A在Cache中的副本
- 若Cache不命中，则再到主存取A所在主存块送对应Cache行
Intel Core i7的线性地址转换：
页表变为了4级页表，每级虚页号9位。
进程切换时，从mm结构的pgd获得进程对应第一级页表的首地址放入CR3。
虚拟地址VA变为了48位。其中虚页号36位，页内偏移量12位。物理地址可以远大于虚拟地址。
页表项PTE从32位4B变为了64位8B。因此项数从1024变为了512。
显存不需要地址转换。
