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x86 内存管理机制发展 |
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本文主要讲述 x86 体系从 8086 到 80386 的内存管理机制。
内存管理机制主要解决 内存寻址 、 内存保护 、 内存缓存 等问题。
在内存抽象模型还未出现的早期，内存地址只有物理地址这一概念， 程序都是直接访问物理地址，可以说根本就没有内存管理机制。 所以计算机每次只能运行一个程序。
intel 8086 是 16 位的 CPU ，有 16 位的寄存器、 16 位的内部和外部数据总线、 20 位的外部地址总线。
20 位的外部地址总线理论上能寻址
为了实现段机制， 8086 里引入了 4 个寄存器：
CS(code segment)、DS(data segment)、SS(stack segment)、ES(extra segment) ，
分别用于保存程序中各段的基址地址。
逻辑地址通常以 [selector:offset] 的形式表示，它与物理地址的转换关系如下：
$physicalsadrress = selector \times 16 + offset$ 。
在实际程序中，假设 DS = 0x1000 、 SI = 0xFFFF ，那么 MOV AL, DS:[DI]
的功能就是复制内存 AL 中。
理论上，段机制的最大寻址空间为 wrap-around 。
段寻址实际上也存在不少的问题：
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段大小受限：每个段最大为 64K ，如果数据或程序大于这个值就必须分为两部分。
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同一物理地址有多种表达方式：例如 0x01C0:0x0000 和 0x0000:0x1C00 所表示的物理地址都是 0x01C00 。
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没有保护机制：无须任何特权就能够改变段寄存器的值，程序能够随心所欲地访问别的程序的代码和数据。
80286 采取了一种与 8086 完全不同的内存管理机制，为了以示区别，把 8086 所使用的方法称为实模式(real mode) ，而另外创造的方式称为保护模式(protected mode)。 通常，80286 启动时处于实模式，然后通过指令转移到保护模式。 80286 的实模式是为了向下兼容的一种举措。
80286 把外部地址总线增加到 24 位，能够寻址
8086 中 [selector:offset] 形式能寻址 1M 内存是因为 $selector \times 16$ ，
即左移了 4 位，所以能够算出 20 位的地址。按这种方法，是否 selector 再左移 4 位，
共左移 8 位，就能寻址 24 位的地址呢?理论上是可以的，但 80286 采取的是另外一种方法。
从上面可以看出， selector 起到的是一种类似 基址 的作用，所以 80286 直接用一个数据结构 来保存段的 基址 和 大小 ，称之为 Descriptor ，再用一个叫 Descriptor Table 的表把 每段的 descriptor 保存在内存中。寻址时，段寄存器中存放 descriptor 在 descriptor table 中的 Index 序号 ，然后根据 index 把段基址读取出来，与 offset 相加，得到内存的物理地址。 过程如下图所示：
如果每次访问内存都需要先访问一次 descriptor table 来获取段基址，显然会使效率大大降低， 因此， 80286 每个段寄存器都有一部分 Hidden Descriptor Cache ，用于缓存对应段的 descriptor ， 使之不用再访问 descriptor table 。段寄存器的格式如下图所示：
每当段寄存器加载新的 selector 时， CPU 就会自动从 descriptor table 中读取 descriptor ， 然后放到后 48 位的缓存里。
descriptor 分为很多种类，其中用于段寻址的有 Code Segment Descriptor 和 Data Segment Descriptor ， 分别是代码段和数据段的描述符。格式如下图所示：
另外还有一些实现系统的 descriptor：
从图中可见，除了基址和大小外，每个 descriptor 还有很多属性，这些属性将在下文讲述。 图中 base 为 24 位，与外部地址总线位数一致，limit 为 16 位，每段的大小由该值决定， 即每段是不定大小的，但最大值与 8086 一样，都是 64K 。
由于每个 descriptor 的大小为 8 byte ，每个 selector 的最低 3 位都必然为零， 所以，可把这最低的 3 位用于其他用途，而索引只用 13 位就足够了，下面是 selector 的格式：
可见， index 的大小确实只有 13 位，所以 descriptor table 最多只能保存
为了增加 descriptor 的最大个数以及把不同任务的 descriptor 独立开来， 80286 把 descriptor table 分为两类， 分别是 GDT(Global Descriptor Table) 和 LDT(Local Descriptor Table) 。 GDT 在所有任务中共享，而 LDT 只由一个任务拥有或由一组相关的任务共享。
为了保存这两类表的地址， 80286 新增了两个寄存器 GDTR 和 LDTR 。
由于 GDT 只有一个，所以只用一个寄存器长期保存就可以。但 LDT 是每个任务都有一个， 不能只用一个寄存器保存，所以把 LDT 的内存空间也用一个 descriptor 来描述， 然后保存在 GDT 里。当要访问的段的 descriptor 保存在 LDT 里时， 就先需要访问 GDT 获得 LDT 的地址，在由 descriptor 获得段的地址。 如下图所示：
跟段寄存器一样，为了提高效率， LDTR 同样有自动装载的缓存部分。
在访问过程中， CPU 是根据 selector 低 3 位中的 TI 字段判断应该从 GDT 还是 LDT 获取 descriptor 。
80286 有 3 类权限： CPL(Current Privilege Level) 、 DLP(Descriptor Privilege Level) 、 RPL(Request Privilege Level) 。所有权限都分为 0~3 级，值越小，权限越高。
CPL 表示当前任务的运行权限，保存在 cs 和 ss 寄存器的最低两位。
在所有指令中，有一部分是需要一定特权才能执行的，称之为系统指令。其中 LGDT 、 LIDT 、 LLDT 、 LTR 、 LMSW 、 CLTS 、 POPF 、 HALF 指令需要有 CPL = 0 才能执行，称为特权指令。 另外， FLAGS 寄存器中有一个叫 IOPL(I/O Privilege Level) 的位，用于控制 I/O 权限。 IN 、 OUT 、 INW 、 OUTW 、 INSB 、 OUTSB 、 INSW 、 OUTSW 、 STI 、 CLI 等指令需要 CPL <= IOPL 才能执行，称为信任指令。 通常把 IOPL 设为 0 ，这样就只有操作系统能执行 I/O 操作了。
每个 Descriptor 中都有两位来指明该 Descriptor 的权限， 用来检查任务是否能够访问 Descriptor 。
mov ax, ds:si
mov ax, es:si
jmp cs:bp在上述指令中， selector 的最后两位就是 RPL 了。
为什么要有RPL？ 操作系统往往通过设置 RPL 的方法来避免低权限任务访问高权限任务的数据。 例子情景：低权限任务调用操作系统的某过程去访问一个段。 当低权限的任务调用操作系统的功能来访问一个目标段时， 进入操作系统代码段时 CPL = 0 ，如果没有RPL， 那么权限检查的时候就会用 CPL ，也就可以去访问高权限任务的数据，不安全了。 所以引入RPL，让它去代表访问权限，因此在检查 CPL 的同时，也会检查 RPL 。
80286 对内存提供了 3 方面的保护：
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隔离系统软件和用户软件
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隔离不同的用户程序
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数据类型检测
对数据的访问可以分为两部分： 加载 selector ，访问内存
系统中任务的段分布如上图所示，每个任务都只能访问 GDT 和自己的 LDT ， 不可能访问其他任务的 LDT ，这就实现了隔离不同的用户程序。
在加载 selector 时会有很多检查：
- selector 是否存在
如果要加载的 selector 根本不存在与 GDT 或 LDT 中，自然是有异常。
- 类型检查
每个 descriptor 除了 base 和 limit 外，还有 8 bit 的属性， 其中段描述符的属性如下：
其中第 1、2、4 bit 是比较关键的，有 Read Only Data Segment 、 Read-Write Data Segment 、 Execute Only Code Segment 、 Execute-Read Code Segment 四种组合。
四个段寄存器分别可以加载不同的类型，如下表所示：
不能够加载不允许的类型到段寄存器中。
- 权限检查
对 ss 寄存器，必须有 CPL = DPL ，其他就要 CPL <= DPL ， 相一致代码段是一个例外。
在加载完 selector 之后就要访问数据了，这里有也有一些检查
- 权限检查
访问数据时也有权限检查，必须要 min{CPL, RPL} <= DPL 。
- 边界检查
不能访问 selector 指向的内存范围之外，即 offset <= limit