1.分段機(jī)制
80386的兩種工作模式
80386的工作模式包括實地址模式和虛地址模式（保護(hù)模式）。Linux主要工作在保護(hù)模式下。
分段機(jī)制
在保護(hù)模式下，80386虛地址空間可達(dá)16K個段，每段大小可變，最大達(dá)4GB。
從邏輯地址到線性地址的轉(zhuǎn)換由80386分段機(jī)制管理。段寄存器CS、DS、ES、SS、FS或GS標(biāo)識一個段。這些段寄存器作為段選擇器，用來選擇該段的描述符。
分段邏輯地址到線性地址轉(zhuǎn)換圖
圖9_7 分段邏輯地址到線性地址轉(zhuǎn)換圖
2. 分頁機(jī)制
分頁機(jī)制的作用
分頁機(jī)制是在段機(jī)制之后進(jìn)行的，它進(jìn)一步將線性地址轉(zhuǎn)換為物理地址。
80386使用4K字節(jié)大小的頁，且每頁的起始地址都被4K整除。因此，80386把4GB字節(jié)線性地址空間劃分為1M個頁面，采用了兩級表結(jié)構(gòu)。
兩級頁表
兩級表的第一級表稱為頁目錄，存儲在一個4K字節(jié)的頁中，頁目錄表共有1K個表項，每個表項為4個字節(jié)，線性地址最高的10位（22-31）用來產(chǎn)生第一級表索引，由該索引得到的表項中的內(nèi)容定位了二級表中的一個表的地址，即下級頁表所在的內(nèi)存塊號。
第二級表稱為頁表，存儲在一個4K字節(jié)頁中，它包含了1K字節(jié)的表項，每個表項包含了一個頁的物理地址。二級頁表由線性地址的中間10位（12-21）位進(jìn)行索引，定位頁表表項，獲得頁的物理地址。頁物理地址的高20位與線性地址的低12位形成最后的物理地址。
利用兩級頁表轉(zhuǎn)換地址
圖9_8 利用兩級頁表轉(zhuǎn)換地址
3. 內(nèi)核空間和用戶空間
用戶空間
在Linux中，每個用戶進(jìn)程都可以訪問4GB的線性虛擬內(nèi)存空間。其中從0到3GB的虛存地址是用戶空間，用戶進(jìn)程可以直接訪問。
內(nèi)核空間
從3GB到4GB的虛存地址為內(nèi)核態(tài)空間，存放供內(nèi)核訪問的代碼和數(shù)據(jù)，用戶態(tài)進(jìn)程不能訪問。所有進(jìn)程從3GB到4GB的虛擬空間都是一樣的，linux以此方式讓內(nèi)核態(tài)進(jìn)程共享代碼段和數(shù)據(jù)段。
保護(hù)模式（1）---存儲方式
Writen By Dangerman
保護(hù)模式現(xiàn)代操作系統(tǒng)的基礎(chǔ)，理解他是我們要翻越的第一座山。保護(hù)模式是相對實模式而言的，他們是處理器的兩種工作方式。很久以前大家使用的dos就是運行在實模式下，而現(xiàn)在的windows操作系統(tǒng)則是運行在保護(hù)模式下。兩種運行模式有著較大的不同，
實模式由于是由8086/8088發(fā)展而來因此他更像是一個運行單片機(jī)的簡單模式，計算機(jī)啟動后首先進(jìn)入的就是實模式，通過8086/8088只有20根地址線所以它的尋址范圍只有2的20次冪，即1M。內(nèi)存的訪問方式就是我們熟悉的seg:offset邏輯地址方式，例如我們給出地址邏輯地址它將在cpu內(nèi)轉(zhuǎn)換為20的物理地址，即將seg左移4位再加上offset值。例如地址1000h:5678h，則物理地址為10000h+5678h=15678h。實模式在后續(xù)的cpu中被保留了下來，但實模式的局限性是很明顯的，由于使用seg:offset邏輯地址只能訪問1M多一點的內(nèi)存空間，在擁有32根地址線的cpu中訪問1M以上的空間則變得很困難。而且隨著計算機(jī)的不斷發(fā)展實模式的工作方式越來越不能滿足計算機(jī)對資源（存儲資源和cpu資源等等）的管理，由此產(chǎn)生了新的管理方式——保護(hù)模式。
80386及以上的處理器功能要大大超過其先前的處理器，但只有在保護(hù)模式下，處理器才能發(fā)揮作用。在保護(hù)模式下，全部32根地址線有效，可尋址4G的物理地址空間；擴(kuò)充的存儲分段機(jī)制和可選的存儲器分頁機(jī)制，不僅為存儲器共享和保護(hù)提供了硬件支持，而且為實現(xiàn)虛擬存儲器提供了硬件支持；支持多任務(wù)；4個特權(quán)級和完善的特權(quán)級檢查機(jī)制，實現(xiàn)了數(shù)據(jù)的安全和保密。計算機(jī)啟動后首先進(jìn)入的就是實模式，通過設(shè)置相應(yīng)的寄存器才能進(jìn)入保護(hù)模式（以后介紹）。保護(hù)模式是一個整體的工作方式，但分步討論由淺入深更利于學(xué)習(xí)。
一．存儲方式
存儲方式主要體現(xiàn)在內(nèi)存訪問方式上，由于兼容和IA32框架的限制，保護(hù)模式在內(nèi)存訪問上延用了實模式下的seg:offset的形式（即：邏輯地址），其實seg:offset的形式在保護(hù)模式下只是一個軀殼，內(nèi)部的存儲方式與實模式截然不同。在保護(hù)模式下邏輯地址并不是直接轉(zhuǎn)換為物理地址，而是將邏輯地址首先轉(zhuǎn)換為線性地址，再將線性地址轉(zhuǎn)換為物理地址。如圖一：
線性地址是個新概念，但大家不要把它想的過于復(fù)雜，簡單的說他就是0000000h~ffffffffh(即0~4G)的線性結(jié)構(gòu)，是32個bite位能表示的一段連續(xù)的地址，但他是一個概念上的地址，是個抽象的地址，并不存在在現(xiàn)實之中。線性地址地址主要是為分頁機(jī)制而產(chǎn)生的。處理器在得到邏輯地址后首先通過分段機(jī)制轉(zhuǎn)換為線性地址，線性地址再通過分頁機(jī)制轉(zhuǎn)換為物理地址最后讀取數(shù)據(jù)。如圖二：
分段機(jī)制是必須的，分頁機(jī)制是可選的，當(dāng)不使用分頁的時候線性地址將直接映射為物理地址，設(shè)立分頁機(jī)制的目的主要是為了實現(xiàn)虛擬存儲（分頁機(jī)制在后面介紹）。先來介紹一下分段機(jī)制，以下文字是介紹如何由邏輯地址轉(zhuǎn)換為線性地址。
分段機(jī)制在保護(hù)模式中是不能被繞過得，回到我們的seg:offset地址結(jié)構(gòu)，在保護(hù)模式中seg有個新名字叫做“段選擇子”（seg..selector）。段選擇子、GDT、LDT構(gòu)成了保護(hù)模式的存儲結(jié)構(gòu)，如圖三
`，GDT、LDT分別叫做全局描述符表和局部描述符表，描述符表是一個線性表（數(shù)組），表中存放的是描述符。
“描述符”是保護(hù)模式中的一個新概念，它是一個8字節(jié)的數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)，它的作用主要是描述一個段（還有其他作用以后再說），用描述表中記錄的段基址加上邏輯地址(sel:offset)的offset轉(zhuǎn)換成線性地址。描述符主要包括三部分：段基址（Base）、段限制（Limit）、段屬性（Attr）。一個任務(wù)會涉及多個段，每個段需要一個描述符來描述，為了便于組織管理，80386及以后處理器把描述符組織成表，即描述符表。在保護(hù)模式中存在三種描述符表 “全局描述符表”（GDT）、“局部描述符表”（LDT）和中斷描述符表（IDT）(IDT在以后討論)。
（1）全局描述符表GDT（Global Descriptor Table）在整個系統(tǒng)中，全局描述符表GDT只有一張，GDT可以被放在內(nèi)存的任何位置，但CPU必須知道GDT的入口，也就是基地址放在哪里，Intel的設(shè)計者門提供了一個寄存器GDTR用來存放GDT的入口地址，程序員將GDT設(shè)定在內(nèi)存中某個位置之后，可以通過LGDT指令將GDT的入口地址裝入此積存器，從此以后，CPU就根據(jù)此寄存器中的內(nèi)容作為GDT的入口來訪問GDT了。GDTR中存放的是GDT在內(nèi)存中的基地址和其表長界限。
（2）段選擇子（Selector）由GDTR訪問全局描述符表是通過“段選擇子”（實模式下的段寄存器）來完成的，如圖三①步。段選擇子是一個16位的寄存器（同實模式下的段寄存器相同）如圖四
段選擇子包括三部分：描述符索引（index）、TI、請求特權(quán)級（RPL）。他的index（描述符索引）部分表示所需要的段的描述符在描述符表的位置，由這個位置再根據(jù)在GDTR中存儲的描述符表基址就可以找到相應(yīng)的描述符（如圖三①步）。然后用描述符表中的段基址加上邏輯地址（SEL:OFFSET）的OFFSET就可以轉(zhuǎn)換成線性地址（如圖三②步），段選擇子中的TI值只有一位0或1，0代表選擇子是在GDT選擇，1代表選擇子是在LDT選擇。請求特權(quán)級（RPL）則代表選擇子的特權(quán)級，共有4個特權(quán)級（0級、1級、2級、3級）。例如給出邏輯地址：21h:12345678h轉(zhuǎn)換為線性地址
a. 選擇子SEL=21h=0000000000100 0 01b 他代表的意思是：選擇子的index=4即100b選擇GDT中的第4個描述符；TI=0代表選擇子是在GDT選擇；左后的01b代表特權(quán)級RPL=1
b. OFFSET=12345678h若此時GDT第四個描述符中描述的段基址（Base）為11111111h，則線性地址=11111111h+12345678h=23456789h
（3）局部描述符表LDT（Local Descriptor Table）局部描述符表可以有若干張，每個任務(wù)可以有一張。我們可以這樣理解GDT和LDT：GDT為一級描述符表，LDT為二級描述符表。如圖五
LDT和GDT從本質(zhì)上說是相同的，只是LDT嵌套在GDT之中。LDTR記錄局部描述符表的起始位置，與GDTR不同LDTR的內(nèi)容是一個段選擇子。由于LDT本身同樣是一段內(nèi)存，也是一個段，所以它也有個描述符描述它，這個描述符就存儲在GDT中，對應(yīng)這個表述符也會有一個選擇子，LDTR裝載的就是這樣一個選擇子。LDTR可以在程序中隨時改變，通過使用lldt指令。如圖五，如果裝載的是Selector 2則LDTR指向的是表LDT2。舉個例子：如果我們想在表LDT2中選擇第三個描述符所描述的段的地址12345678h。
1. 首先需要裝載LDTR使它指向LDT2 使用指令lldt將Select2裝載到LDTR
2. 通過邏輯地址（SEL:OFFSET）訪問時SEL的index=3代表選擇第三個描述符；TI=1代表選擇子是在LDT選擇，此時LDTR指向的是LDT2,所以是在LDT2中選擇，此時的SEL值為1Ch(二進(jìn)制為11 1 00b)。OFFSET=12345678h。邏輯地址為1C:12345678h
3. 由SEL選擇出描述符，由描述符中的基址（Base）加上OFFSET可得到線性地址，例如基址是11111111h，則線性地址=11111111h+12345678h=23456789h
4. 此時若再想訪問LDT1中的第三個描述符，只要使用lldt指令將選擇子Selector 1裝入再執(zhí)行2、3兩步就可以了（因為此時LDTR又指向了LDT1）
由于每個進(jìn)程都有自己的一套程序段、數(shù)據(jù)段、堆棧段，有了局部描述符表則可以將每個進(jìn)程的程序段、數(shù)據(jù)段、堆棧段封裝在一起，只要改變LDTR就可以實現(xiàn)對不同進(jìn)程的段進(jìn)行訪問。
存儲方式是保護(hù)模式的基礎(chǔ)，學(xué)習(xí)他主要注意與實模式下的存儲模式的對比，總的思想就是首先通過段選擇子在描述符表中找到相應(yīng)段的描述符，根據(jù)描述符中的段基址首先確定段的位置，再通過OFFSET加上段基址計算出線性地址。