前言
　　Linux支持很多硬件運(yùn)行平臺(tái)，常用的有：Intel X86，Alpha，Sparc等。對(duì)于不能夠通用的一些功能，Linux必須依據(jù)硬件平臺(tái)的特點(diǎn)來(lái)具體實(shí)現(xiàn)。本文的目的是簡(jiǎn)要探討Linux在X86保護(hù)模式上如何實(shí)現(xiàn)虛擬內(nèi)存管理功能。為簡(jiǎn)化和方便敘述，本文做如下限定：X86處理器為80486和其后的處理器，X86工作在保護(hù)模式，不采用物理內(nèi)存擴(kuò)展（使用32bits物理地址），不使用擴(kuò)展頁(yè)（頁(yè)大小為4K）。凡是與限定模式無(wú)關(guān)的內(nèi)容，本文都盡量略過(guò)。Linux的虛擬內(nèi)存管理中與硬件平臺(tái)無(wú)關(guān)的內(nèi)容在本文中也被略過(guò)。本文所援引的Linux內(nèi)核源代碼版本為L(zhǎng)inux 2.2.5。

X86的分段和分頁(yè)機(jī)制

I. X86的分段機(jī)制和相應(yīng)系統(tǒng)結(jié)構(gòu)
　　X86的分段機(jī)制就是將X86的線性地址空間分成許多小空間--段（segment），利用這些段來(lái)存儲(chǔ)（記錄）代碼和數(shù)據(jù)，通過(guò)對(duì)段的保護(hù)來(lái)提供一種對(duì)數(shù)據(jù)或代碼的保護(hù)。根據(jù)每個(gè)段的作用和存儲(chǔ)內(nèi)容的不同，X86將段分為三類(lèi)進(jìn)程段（代碼段、數(shù)據(jù)段和堆棧段）和兩類(lèi)系統(tǒng)段：任務(wù)狀態(tài)段（TSS，Task-State Segment）和LDT段（由于GDT不是通過(guò)段描述符和段選擇符來(lái)訪問(wèn)，所以X86沒(méi)有認(rèn)為存在一個(gè)GDT段；同理，也不存在IDT段）。
　　在分段機(jī)制，X86使用了如下幾種主要數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)：
　　· 全局描述符表（GDT，Global Describtor Table）：存放系統(tǒng)用的段描述符和各項(xiàng)任務(wù)共用的段描述符，可以是上述的任何一類(lèi)段的段描述符，最大表長(zhǎng)64KB；
　　· 局部描述符表（LDT，Local Describtor Table）：存放某個(gè)任務(wù)專(zhuān)用的各段的段描述符，只能是三類(lèi)進(jìn)程段的段描述符和調(diào)用門(mén)描述符，最大表長(zhǎng)4GB；
　　· 段描述符（Segment Describtor）：64bits，用來(lái)描述一個(gè)段的基地址（該地址是線性地址），該段的類(lèi)型，對(duì)該段操作的限制；
　　· 門(mén)描述符（Gate Describtor）：64bits，一種特殊的描述符，為處于不同特權(quán)級(jí)的系統(tǒng)調(diào)用或程序的調(diào)用或訪問(wèn)提供保護(hù)；分為四類(lèi)：調(diào)用門(mén)描述符（Call Gate Describtor）、中斷門(mén)描述符（Interrupt Gate Describtor）、陷阱門(mén)描述符（Trap Gate Describtor）、任務(wù)門(mén)描述符（Task Gate Describtor）；
　　· 段選擇符（Segment Selector）：16bits，用于在GDT或LDT中索引相應(yīng)的段描述符；
　　· 中斷描述表（IDT，Interrupt Describer Table）：存放門(mén)描述符，只能是中斷門(mén)描述符，陷阱門(mén)描述符和任務(wù)門(mén)描述符，最大表長(zhǎng)64KB；
　　同時(shí)，X86提供了如下幾個(gè)用于支持分段機(jī)制的寄存器：
　　· 全局描述符表寄存器（GDTR，GDT Register）：48bits，32bits為GDT的基地址（線性地址），16bits為GDT的表長(zhǎng)；GDTR的初始值為：基地址0，表長(zhǎng)0xFFFF；
　　· 局部描述符表寄存器（LDTR，LDT Register）：80bits，16bits為L(zhǎng)DT段選擇符，64bits為該LDT段的段描述符；
　　· 中斷描述符表寄存器（IDTR，IDT Register）：48bits，32bits為IDT的基地址（線性地址），16bits為IDT的表長(zhǎng)；IDTR的初始值為：基地址0，表長(zhǎng)0xFFFF；
　　· 任務(wù)寄存器（TR，Task Register）：80bits，16bits為任務(wù)狀態(tài)段選擇符，64bits為該任務(wù)狀態(tài)段的段描述符；
　　· 六個(gè)段寄存器（Segment Register）：分為可見(jiàn)部分和隱藏部分，可見(jiàn)部分為段選擇符，隱藏部分為段描述符；六個(gè)段寄存器分別為CS、SS、DS、ES、FS、GS；關(guān)于這些段寄存器的作用參見(jiàn)[1]中3.4.2 'Segment Register';
　　86工作在保護(hù)模式時(shí)，進(jìn)程使用的48bits邏輯地址（Logical address）。邏輯地址的高16bits為段選擇符，低32bits是段內(nèi)的偏移量。通過(guò)段選擇符在GDT或LDT中索引相應(yīng)的段描述符（得到該段的基地址），再加上偏移量得到邏輯地址對(duì)應(yīng)的線性地址（Linear Address）。如果沒(méi)有采用分葉管理，線性地址是直接映射物理地址（Physical Address），于是可以直接用線性地址訪問(wèn)內(nèi)存；否則，還要通過(guò)X86的分頁(yè)轉(zhuǎn)換，將線性地址轉(zhuǎn)換為物理地址。
　　以上是對(duì)X86分段相關(guān)內(nèi)容的簡(jiǎn)要描述，對(duì)于各數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)、寄存器的細(xì)節(jié)和邏輯地址轉(zhuǎn)換為線性地址的細(xì)節(jié)，請(qǐng)查閱 [1]。

II. X86的分頁(yè)機(jī)制和相應(yīng)系統(tǒng)結(jié)構(gòu)
　　32bits的線性地址空間可以直接映射到物理地址空間，也可以間接映射到許多小塊的物理空間（磁盤(pán)存儲(chǔ)空間）上。這種間接映射方式就是分頁(yè)機(jī)制。X86可用頁(yè)大小為4KB、2MB和4MB（2MB和4MB只能在Pentium和Pentium Pro處理器中使用，本文中限定采用4KB頁(yè)）。
　　在分頁(yè)機(jī)制，X86使用了四種數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)：
　　· 頁(yè)目錄項(xiàng)（PDE，Page Directory Entry）：32bits結(jié)構(gòu)，高20bits為頁(yè)表基地址（物理地址），以4KB為遞增單位，低12bits為頁(yè)表屬性，具體換算參見(jiàn)后面初始化部分；
　　· 頁(yè)目錄（Page directory）：存儲(chǔ)頁(yè)目錄項(xiàng)，位于一頁(yè)中，總共可容納1024個(gè)頁(yè)目錄項(xiàng)；
　　· 頁(yè)表項(xiàng)（PTE，Page Table Entry）：32bits結(jié)構(gòu)，高20bits為頁(yè)基地址（物理地址），低12bits為頁(yè)屬性；
　　· 頁(yè)表（Page table）：存儲(chǔ)頁(yè)表項(xiàng)，位于一頁(yè)中，總共可容納1024個(gè)頁(yè)表項(xiàng)；
　　· 頁(yè)（Page）：4KB的連續(xù)地址空間；
　　為了實(shí)現(xiàn)分頁(yè)機(jī)制和提高地址轉(zhuǎn)換的效率，X86提供和使用了如下的硬件結(jié)構(gòu)：
　　· 頁(yè)標(biāo)志位（PG，Page）：該標(biāo)志位為1，說(shuō)明采用頁(yè)機(jī)制；實(shí)際就是控制寄存器CR0的第31bit；
　　· 頁(yè)緩存/快表（TLBs，Translation Lookaside Buffers）：存儲(chǔ)最近使用的PDE和PTE，以提高地址轉(zhuǎn)換的效率；
　　· 頁(yè)目錄基地址寄存器（PDBR，Page Directory Base Register）：用于存儲(chǔ)頁(yè)目錄的基地址（物理地址），實(shí)際就是控制寄存器CR3；
　　為了實(shí)現(xiàn)將線性地址映射到物理地址，X86將32bits線性地址解釋為三部分：第31bit到第22bit為頁(yè)目錄中的偏移，用于索引頁(yè)目錄項(xiàng)（得到對(duì)應(yīng)頁(yè)表的基地址）；第21bit到第12bit為頁(yè)表中的偏移，用于索引頁(yè)表項(xiàng)（得到對(duì)應(yīng)頁(yè)的基地址）；第11bit到第0bit為頁(yè)中的偏移。這樣，通過(guò)兩級(jí)索引和頁(yè)中的偏移量，最后能正確得到線性地址對(duì)應(yīng)的物理地址。
　　關(guān)于分頁(yè)機(jī)制的詳細(xì)描述和作用，請(qǐng)查閱參考文檔[1]。

LINUX的分段策略

　　Linux在X86上采用最低限度的分段機(jī)制，其目的是為了避開(kāi)復(fù)雜的分段機(jī)制，提高Linux在其他不支持分段機(jī)制的硬件平臺(tái)的可移植性，同時(shí)又充分利用X86的分段機(jī)制來(lái)隔離用戶代碼和內(nèi)核代碼。因此，在Linux上，邏輯地址和線性地址具有相同的值。
　　由于X86的GDT最大表長(zhǎng)為64KB，每個(gè)段描述符為8B，所以GDT最多能夠容納8192個(gè)段描述符。每產(chǎn)生一個(gè)進(jìn)程，Linux為該進(jìn)程在GDT中創(chuàng)建兩個(gè)描述符：LDT段描述符和TSS描述符，除去Linux在GDT中保留的前12項(xiàng)，GDT實(shí)際最多能容納4090個(gè)進(jìn)程。Linux的內(nèi)核自身有獨(dú)立的代碼段和數(shù)據(jù)段，其對(duì)應(yīng)的段描述符分別存儲(chǔ)在GDT中的第2項(xiàng)和第3項(xiàng)。每個(gè)進(jìn)程也有獨(dú)立的代碼段和數(shù)據(jù)段，對(duì)應(yīng)的段描述符存儲(chǔ)在它自己的LDT中。有關(guān)LinuxGDT表項(xiàng)和DLT表項(xiàng)分布情況參見(jiàn)附表1，附表2所示。
　　在Linux中，每個(gè)用戶進(jìn)程都可以訪問(wèn)4GB的線性地址空間。其中0x0~0xBFFFFFFF的3GB空間為用戶態(tài)空間，用戶態(tài)進(jìn)程可以直接訪問(wèn)。從0xC0000000~0x3FFFFFFF的1GB空間為內(nèi)核態(tài)空間，存放內(nèi)核訪問(wèn)的代碼和數(shù)據(jù)，用戶態(tài)進(jìn)程不能直接訪問(wèn)。當(dāng)用戶進(jìn)程通過(guò)中斷或系統(tǒng)調(diào)用訪問(wèn)內(nèi)核態(tài)空間時(shí)，會(huì)觸發(fā)X86的特權(quán)級(jí)轉(zhuǎn)換（從特權(quán)級(jí)3切換到特權(quán)級(jí)0），即從用戶態(tài)切換到內(nèi)核態(tài)。

LINUX的分頁(yè)策略

　　標(biāo)準(zhǔn)Linux的分頁(yè)是三級(jí)頁(yè)表結(jié)構(gòu)，除了X86支持的頁(yè)目錄和頁(yè)，還有一級(jí)被稱(chēng)為中間頁(yè)目錄。因此，線性地址在轉(zhuǎn)換為物理地址的過(guò)程中，線性地址就被解釋為四個(gè)部分（不是X86所認(rèn)識(shí)的三個(gè)部分），增加了頁(yè)中間目錄中的索引。當(dāng)運(yùn)行在X86平臺(tái)上時(shí)，Linux通過(guò)將中間頁(yè)目錄最大的頁(yè)目錄項(xiàng)個(gè)數(shù)定義為1，并提供一組相關(guān)的宏（這些宏將中間頁(yè)目錄用頁(yè)目錄來(lái)替換）將三級(jí)頁(yè)面結(jié)構(gòu)分解過(guò)程完美的轉(zhuǎn)換為X86使用的二級(jí)頁(yè)面分解。這樣，無(wú)需改動(dòng)內(nèi)核中頁(yè)面解釋的主要代碼（這些代碼都是認(rèn)為線性地址由四個(gè)部分組成）。關(guān)于這些宏定義參見(jiàn)Linux源碼"/include/asm/pgtable.h"，"/include/asm/page.h"。
　　內(nèi)核態(tài)虛擬空間從3GB到3GB+4MB的一段（對(duì)應(yīng)進(jìn)程頁(yè)目錄第768項(xiàng)指引的頁(yè)表），被映射到物理地址0x0~0x3FFFFF（4MB）。因此，進(jìn)程處于內(nèi)核態(tài)時(shí)，只要通過(guò)訪問(wèn)3GB到3GB+4MB就可訪問(wèn)物理內(nèi)存的低4MB空間。所有進(jìn)程從3GB到4GB的線性空間都是一樣的，由同樣的頁(yè)目錄項(xiàng)，同樣的頁(yè)表，映射到相同的物理內(nèi)存段。Linux以這種方式讓內(nèi)核態(tài)進(jìn)程共享代碼和數(shù)據(jù)。

Linux分段分頁(yè)初始化

　　無(wú)論Linux系統(tǒng)如何被引導(dǎo)，經(jīng)過(guò)zImage（參見(jiàn)arch/i386/boot/bootsect.s）或經(jīng)過(guò)LILO，最后都會(huì)跳轉(zhuǎn)執(zhí)行arch/i386/boot/setup.s（被裝載到SETUPSEG，物理地址 0x90200），setup.s從BIOS中獲取計(jì)算機(jī)系統(tǒng)的硬件參數(shù)（如硬盤(pán)參數(shù)），放到內(nèi)存參數(shù)區(qū)（臨時(shí)寄放），同時(shí)做一些初步的狀態(tài)檢查，為進(jìn)入保護(hù)模式做準(zhǔn)備。關(guān)于引導(dǎo)過(guò)程和setup.s的具體執(zhí)行參見(jiàn)[2]。
　　保護(hù)模式下的內(nèi)核初始化模塊從物理地址0x100000開(kāi)始執(zhí)行，該地址開(kāi)始的代碼和數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)都對(duì)應(yīng)在arch/i386/kernel/head.s中，參見(jiàn)附表3。初始化模塊主要功能是對(duì)相關(guān)寄存器IDT，GDT，頁(yè)目錄及頁(yè)表等進(jìn)行初始化。下面，忽略head.s執(zhí)行流程的細(xì)節(jié)，概要闡述head.s主要的初始化功能。
　　1. 部分寄存器的初始化：將段寄存器DS、ES、GS和FS用__KERNEL_DS（0x18，include/asm-i386/segment.h）來(lái)初始化（通過(guò)前面對(duì)段寄存器的描述和段選擇符的介紹可知道，其作用是將定位到GDT中的第三項(xiàng)（內(nèi)核數(shù)據(jù)段），并設(shè)置對(duì)該段的操作特限級(jí)為0）；置位CR0的PG位，并根據(jù)CPU的型號(hào)選擇置位AM, WP, NE 和 MP；用0x101000初始化CR3（頁(yè)目錄swapper_pg_dir的地址）；置ESP高32bits為_(kāi)_KERNEL_DS（0x18），低32bits為init_user_stack+8192；LDTR初始化為0。
　　2. 有關(guān)IDT的初始化：這只是臨時(shí)初始化IDT，進(jìn)一步的操作在start_kernel中進(jìn)行；用于表示IDT的變量（idt_table[ ]）在arch/i386/kenel/traps.c中定義，變量類(lèi)型（desc_struct）定義在include/asm-i386/desc.h。IDT共有IDT_ENTRIES（256）個(gè)中斷描述符，屬性字均為0x8E00，每個(gè)中斷描述符都指向同一個(gè)中斷服務(wù)程序ignore_init。Ignore_int的功能僅僅是輸出消息int_msg（"unknown interrupt"）。而IDTR的值為通過(guò)命令lidt idt_descr實(shí)現(xiàn)。通過(guò)在head.s中查看idt_descr的值可以計(jì)算得知，IDT的基地址為idt_table的地址，表長(zhǎng)IDT_ENTRIES*8-1（0x7FF）。
　　3. 有關(guān)GDT的初始化：GDT共有GDT_ENTRIES個(gè)段描述符。GDT_ENTRIES的計(jì)算公式為：12+2*NR_TASKS。其中12表示前面提到的Linux在GDT中保留的12項(xiàng)，NR_TASKS（512）指系統(tǒng)設(shè)定容納的進(jìn)程數(shù)，定義在include/linux/tasks.h。GDT在head.s直接分配存儲(chǔ)單元（標(biāo)號(hào)為gdt_table）。初始化后的GDT如附表1所示。GDTR的值通過(guò)命令lgdt gdt_descr實(shí)現(xiàn)。通過(guò)在head.s中查看gdt_descr的值可以計(jì)算得知，GDT的基地址為gdt_table的地址，表長(zhǎng)GDT_ENTRIES*8-1（0x205F）。
　　4. 頁(yè)目錄的初始化：頁(yè)目錄由變量swapper_pg_dir表示，共有1024個(gè)頁(yè)目錄項(xiàng)。其第0項(xiàng)和第768項(xiàng)均指向pg0（第0頁(yè)），初始化值為0x00102007（根據(jù)其高20bits的值0x102換算：0x102*4KB=0x102000，第0頁(yè)緊跟頁(yè)目錄后，物理地址為0x102000），由此可知，Linux 4GB空間中的虛擬地址0x0和0xBFFFFFFF（3GB）均由pg0映射（物理地址0x0~0x3FFFFF（4MB））；其他頁(yè)目錄項(xiàng)初始值為0x0；
　　5. pg0的初始化：第n項(xiàng)對(duì)應(yīng)第n頁(yè)，屬性為0x007；即第n項(xiàng)的初始化值的高20bits值為n，底12bits值為0x007；由此可見(jiàn)pg0映射了物理空間的低4MB空間；
　　6. 初始化empty_zero_page：該頁(yè)的前2KB空間用來(lái)存儲(chǔ)setup.s保存在內(nèi)存參數(shù)區(qū)的來(lái)自BIOS的系統(tǒng)硬件參數(shù)；后2KB空間作為命令行緩沖區(qū)；
　　head.s進(jìn)行完初始化后調(diào)用start_kernel（init/main.c）繼續(xù)各方面的初始化，主要是調(diào)用各方面函數(shù)初始化內(nèi)核的數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)，下面對(duì)與X86系統(tǒng)相關(guān)的調(diào)用函數(shù)簡(jiǎn)述其（與本文相關(guān)的）功能。
　　1. setup_arch() (arch/i386/kernel/setup.c)；設(shè)置內(nèi)核可用物理地址范圍（memory_start~memory_end）；設(shè)置init_task.mm的范圍；調(diào)用request_region（kernel/resource.c）申請(qǐng)I/O空間，參見(jiàn)附表4。
　　2. paging_init() (arch/i386/mm/init.c)；取消虛擬地址0x0對(duì)物理地址的低端4MB空間的映射；根據(jù)物理地址的實(shí)際大小初始化所有的頁(yè)表。
　　3. trap_init() (arch/i386/kernel/traps.c)；在IDT中設(shè)置各種入口地址，如異常事件處理程序入口，系統(tǒng)調(diào)用入口，調(diào)用門(mén)等。其中，trap0~trap17為各種錯(cuò)誤入口（溢出，0除，頁(yè)錯(cuò)誤等，錯(cuò)誤處理函數(shù)定義在arch/i386/kernel/entry.s）；trap18~trap47保留；設(shè)置系統(tǒng)調(diào)用（INT 0x80）的入口為system_call（arch/i386/kernel/entry.s）；在GDT中設(shè)置0號(hào)進(jìn)程的TSS段描述符和LDT段描述符。
　　4. init_IRQ() (arch/i386/kernel/irq.c)；初始化IDT 中0x20~0xff項(xiàng)。
　　5. time_init() (arch/i386/kernel/time.c)；讀取實(shí)時(shí)時(shí)間，重新設(shè)置時(shí)鐘中斷irq0的中斷服務(wù)程序入口。
　　6. mem_init() (arch/i386/mm/init.c)；初始化empty_zero_page；標(biāo)記已被占用的頁(yè)。

Linux進(jìn)程和分段分頁(yè)

　　每當(dāng)啟動(dòng)一個(gè)新的進(jìn)程，Linux都為其創(chuàng)建一個(gè)進(jìn)程控制塊（task_struct，include/linux/sched.h）。task_struct中最重要的與存儲(chǔ)有關(guān)的成員為mm（mm_struct* mm，include/linux/sched.h）和tss（thread_struct tss，include/asm-i386/processor.h）。在創(chuàng)建過(guò)程中，系統(tǒng)所涉及的（與分段分頁(yè)相關(guān)）功能包括：
　　1. 每個(gè)進(jìn)程（根據(jù)需要）建立新頁(yè)目錄（mm成員pgd_t * pgd），并將其地址置入寄存器CR3中；相關(guān)代碼：
new_page_tables（mm/memory.c）；//創(chuàng)建和初始化新頁(yè)目錄
SET_PAGE_DIR（include/asm-i386/pgtable.h）；//設(shè)置頁(yè)目錄基地址寄存器
　　2. 在GDT中添加進(jìn)程對(duì)應(yīng)的TSS項(xiàng)和LDT項(xiàng)，其占用的GDT項(xiàng)號(hào)分別記錄在tss成員tr（unsigned long tr）和ldt（unsigned long ldt）中；相關(guān)代碼：
　　_LDT / _TSS（include/asm-i386/desc.h）；//換算LDT / TSS對(duì)應(yīng)的GDT項(xiàng)號(hào)
　　set_ldt_desc / set_tss_desc （arch/i386/kernel/traps.c）；//在GDT中添加LDT / TSS描述符
　　3. 創(chuàng)建該進(jìn)程的LDT（mm成員void * segments）；相關(guān)代碼：
　　copy_segments（arch/i386/kernel/process.c）；//創(chuàng)建進(jìn)程的LDT并初始化LDT
　　Linux采用"按需調(diào)頁(yè)"的原則來(lái)分配內(nèi)存頁(yè)面，從而避免頁(yè)表過(guò)多占用存儲(chǔ)空間。創(chuàng)建一個(gè)進(jìn)程時(shí)頁(yè)面分配的情況大致是這樣的：進(jìn)程控制塊（1頁(yè)）；內(nèi)存態(tài)堆棧（1頁(yè)）；頁(yè)目錄（1頁(yè)）；頁(yè)表（需要的n頁(yè)）。在進(jìn)程以后執(zhí)行的執(zhí)行中，再根據(jù)需要逐漸分配更多的內(nèi)存頁(yè)面。