32位cpu尋址小結(jié)

但是，新產(chǎn)品一般都希望遵循“向下兼容”這個原則。所以，32位機(jī)里完整的保留了16位尋址模式。即：尋址能力為1M；分段機(jī)制；每段不超過64kb。這就是通常所說的"實模式"。在地址儲存模型中屬于“實地址儲存模型”。

其次，考慮到程序通常都是功能化的模塊，所以分段雖然不是必要的，但分段卻能大大提高編程者管理程序的效率。故而32位機(jī)也采用了段+偏移的模式來尋址。但與實模型不同的是，由于地址線和數(shù)據(jù)線寬度一致，因而，每個段最大可以到4G，并且段基址也是32位的無需進(jìn)行左移處理。在地址儲存模型中這屬于“段地址儲存模型”。然而需要注意的是，在32位機(jī)里，雖然通用寄存器，標(biāo)志寄存器等都擴(kuò)展成了32位，但是段寄存器卻依然是16位的（為什么不做改變？？我猜可能是這樣便于向下兼容）。所以在32位尋址時，段寄存器里放的不再是段基址（位數(shù)不夠，放不下）而是一個選擇子。這個選擇子對應(yīng)了一個64-bit長的描述符，64-bit的描述符里有32-bit是段基址。所以原來在16位機(jī)里通過段寄存器一步就可以找到段基址，而現(xiàn)在在32位機(jī)里分成了兩步：先找選擇子，然后通過選擇子找段基址。段基址找到了，再加上偏移地址，物理地址就找到了。看樣子，32位段模式尋址已經(jīng)介紹清楚了。其實，這里頭的故事還遠(yuǎn)沒有講完。

在上面簡述的過程中，很容易發(fā)現(xiàn)有兩個問題沒有交待。（1）CPU是如何將選擇子與描述符對應(yīng)起來的？（2）既然是64-bit的描述符，32位用來表示基地址，那么余下的32位是干什么用的？另外，當(dāng)32位機(jī)發(fā)展起來的同時，操作系統(tǒng)也有了長足進(jìn)步，單任務(wù)模式的DOS被多任務(wù)的windows所取代。也就是說，現(xiàn)在駐留在內(nèi)存中的往往不止是一個程序，而很可能是多個程序同時在內(nèi)存中?，F(xiàn)在又沒有了段大小的限制，程序之間便很有可能相互搶地址，如果核心程序被破壞，計算機(jī)就會崩潰。這就好比在馬路上走車，如果只有一輛車開，怎么開都可以，但是如果車多了不制定個交通規(guī)則，車便會搶道，道路就會癱瘓。所以，在多任務(wù)的情況下，必須給尋址也制定一個“交通規(guī)則”，這樣才能保證多任務(wù)系統(tǒng)有序的工作。制定什么樣的規(guī)則呢？首先，既然程序是在無意識的情況下?lián)屨剂藙e的程序的地址，那么如果在尋址時包含一個查詢的過程就可以有效的避免搶地址的情況發(fā)生。也就是說，先得問一問那個地址是不是已經(jīng)有程序段占用了？同時已占上地址的程序段除了告知CPU自己的基地址外還應(yīng)該告訴CPU自己的長度信息。這樣別的程序段才能方便地查詢。第二，多任務(wù)尋址最好應(yīng)該包含優(yōu)先級別的內(nèi)容，已備緊急情況下為核心程序讓道。這好比在馬路上，一般情況下車是遵守規(guī)則的，但如果是警車或救護(hù)車執(zhí)行任務(wù)時，就可以優(yōu)先搶占別的車的道。所以，還應(yīng)該定義一個優(yōu)先級。然后，由占上地址的程序段告訴CPU自己的優(yōu)先級別?？偟膩碇v，原來在16位機(jī)里很單純的一個“段”的概念現(xiàn)在變得復(fù)雜了。如同人的成長過程，剛開始的時候思維總是很幼稚的，相應(yīng)的也只能解決簡單的問題，只有當(dāng)你的思維擺脫幼稚的時候，才有能力解決更為復(fù)雜的事情。現(xiàn)在CPU擺脫了幼稚的16位，它在描述“段”的時候當(dāng)然不應(yīng)該像16位時那么膚淺。在32位機(jī)里，“段”有三個要素：基地址，長度，屬性（屬性里包含了優(yōu)先級和其它的一些內(nèi)容）。為了能一次完整的引用或者給出這三個要素，需要新定義一個數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)。這個結(jié)構(gòu)就是前面所提到的描述符，每一個描述符都占有64-bit，有足夠的長度來包含段的三個要素。當(dāng)然，現(xiàn)在內(nèi)存中不止一個程序，而且程序也不止一個段，所以描述符也不會有一個，而是很多個。最簡單的管理方法，就是將所有的描述符集中起來放在一塊連續(xù)的存儲空間里，然后給各個描述符排上序號。當(dāng)要找某一個特定的描述符時，只要先找到這塊連續(xù)的存儲空間然后給出序號就可以了。這些集中起來的描述符形成了一張表，所以通常被叫做描述符表。所以，想找到一個段的信息，首先要找到描述符表。也就是說，找特定的描述符先要知道描述符表的基地址。在32位cpu中，有一個48位的專用寄存器用來存放全局描述符表的信息，這個寄存器叫做GDTR。其中，高32位給出了全局描述符表的基地址，低16位給出了描述符表的長度限制。所以，一張全局描述符表最長可以是64kb。那么，最多可以放64kb/8b=8k個描述符。所以如果想在其中選擇任意一個描述符，用13位就可以辦到了。在32位cpu中，16位段寄存器的高13位就用來存放特定描述符的序號。其實，現(xiàn)在段寄存器的功能就是選擇描述符，正因為如此，通常也把段寄存器叫做選擇器。那么，經(jīng)過冗長的介紹，現(xiàn)在32位段尋址的過程已經(jīng)大體依稀浮現(xiàn)在眼前了：在段寄存器里找到序號，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。再從描述符中取出段的基地址，然后加上偏移地址，這樣就得到了段的“物理地址”。

真是令人興奮，這樣的尋址過程為執(zhí)行多任務(wù)提供了有力的保障，可以想象這是計算機(jī)執(zhí)行性能上的一次飛躍！從此高速的cpu再也不會為無用武之地發(fā)愁了，它可以最大限度的發(fā)揮自己速度快的優(yōu)勢，同時處理好多個任務(wù)。是的，當(dāng)我們眼前出現(xiàn)了新的景象的時候，我們有理由興奮。但是，我們不應(yīng)該就此滿足。我們應(yīng)該沿著新天地撇給我們的一絲亮光，繼續(xù)前行，去找到這片新天地。人就是在這樣的前行中不斷讓事情變得更完美。到這里，我們對于尋址過程的了解，只是開了一個頭而已，但這是一個好頭，我們體會到了32位cpu的強(qiáng)大優(yōu)勢。這足以讓我們對完整的32位CPU尋址充滿了期待。讓我們鼓舞士氣，沿著前人的足跡繼續(xù)前行吧！

我們知道，程序代碼和數(shù)據(jù)必須駐留在內(nèi)存中才能得以運行，然而系統(tǒng)內(nèi)存數(shù)量很有限，往往不能容納一個完整程序的所有代碼和數(shù)據(jù)，更何況現(xiàn)在是多任務(wù)系統(tǒng)，想讓內(nèi)存駐留所有任務(wù)程序顯然不太可能。老式系統(tǒng)就是將程序分割成小份，只讓當(dāng)前系統(tǒng)運行它所有需要的那部分留在內(nèi)存，其它部分都留在硬盤。當(dāng)系統(tǒng)處理完當(dāng)前任務(wù)片段后，再從外存中調(diào)入下一個待運行的任務(wù)片段，而且這個工作是由程序員自行完成。顯然這增加了程序員的負(fù)擔(dān)。
由此針對多任務(wù)系統(tǒng)發(fā)展了一種虛擬內(nèi)存技術(shù)。虛擬內(nèi)存技術(shù)就是一種由操作系統(tǒng)接管的按需動態(tài)內(nèi)存分配的方法，它允許程序不知不覺中使用大于實際物理空間大小的存儲空間(其實是將程序需要的存儲空間以頁的形式分散存儲在物理內(nèi)存和磁盤上)。 虛擬內(nèi)存是將系統(tǒng)硬盤空間和系統(tǒng)實際內(nèi)存聯(lián)合在一起供進(jìn)程使用,給進(jìn)程提供了一個比內(nèi)存大得多的虛擬空間。在程序運行時，把虛擬地址空間的一小部分映射到內(nèi)存，其余都存儲在硬盤上（也就是說程序虛擬空間就等于實際物理內(nèi)存加部分硬盤空間）。當(dāng)被訪問的虛擬地址不在內(nèi)存時，則說明該地址未被映射到內(nèi)存，而是被存貯在硬盤中，因此需要的虛擬存儲地址隨即被調(diào)入到內(nèi)存；同時當(dāng)系統(tǒng)內(nèi)存緊張時，也可以把當(dāng)前不用的虛擬存儲空間換出到硬盤，來騰出物理內(nèi)存空間。 這樣，為了提高系統(tǒng)性能，發(fā)展了虛擬內(nèi)存技術(shù)，那么相應(yīng)的，32位cpu也應(yīng)該發(fā)展新的尋址技術(shù)來管理虛擬內(nèi)存。 這是通過頁機(jī)制來實現(xiàn)的。
因為使用頁機(jī)制的原因，前面提到的通過段機(jī)制轉(zhuǎn)換得到的地址僅僅是作為一個中間地址——線性地址了，該地址不代表實際物理地址，而是代表整個進(jìn)程的虛擬空間地址。還得有一個將虛擬地址轉(zhuǎn)換成物理地址的過程。

讓我們來認(rèn)識一下頁機(jī)制。它就是把內(nèi)存分成一個一個連續(xù)的頁，每頁大小4kb。與段不同，頁不是程序功能塊的體現(xiàn)。一個程序功能塊可能占用好多個頁?，F(xiàn)在內(nèi)存就像一本書了，一頁一頁的，每頁的容量都是相等的。當(dāng)然，我們很快可以聯(lián)想到，要想能夠很快的找到某頁，最好給這本書分個章或者節(jié)什么的，然后逐級地向下查詢。這就是32位cpu里頁目錄和頁表所起的作用。頁目錄的長度是4kb，它最多可以包含1024個頁目錄項，每個頁目錄項32-bit，包含了頁表的地址和有關(guān)信息。所以，頁目錄把4Gb空間分成了1024個頁組，每個頁組4MB的大小。頁表的長度也是4kb，1024個頁表項，每個頁表項32-bit，包含頁的地址和其它信息。這樣，4MB的頁組又被分成了1024個頁面，每個頁面大小4kb。所以找到某一個頁就是先查頁目錄再查頁表這么一個過程。為了找到頁目錄，我們需要知道其基地址。在32位cpu里，CR3寄存器里高20位放的就是頁目錄的地址，因為頁目錄的低12位總是0，這樣保證頁目錄始終是頁對齊的（每頁大小4kB）。再來看一看前面通過32位段機(jī)制找到的線性地址。其高10位是頁目錄的偏移地址，一共1024個頁目錄用10位就可以標(biāo)識可能的最大偏移了。加上CR3，就可以找到頁目錄，然后再通過頁目錄找到頁表的基地址，線性地址的中間10位放的是頁表的偏移量，這樣就找到了頁表。最后頁表的基地址再加上CR3最低12位所表征的頁表的偏移地址就找到了頁，這個頁的地址就是最終的物理地址。

前面提到，之所以采用頁機(jī)制是為了虛擬內(nèi)存技術(shù)。所以頁目錄也好，頁表也好，除了地址信息外還有一些屬性信息，比如，當(dāng)前頁表是不是在內(nèi)存中等等。這樣才能方便系統(tǒng)管理虛擬內(nèi)存實施換進(jìn)換出的功能。這里就不詳述了。

總的來講，32位尋址先通過32位段機(jī)制找到一個32位地址，如果沒有采用分頁，那么它就是物理地址。否則，只是一個線性地址，然后再通過CR3，頁目錄，頁表找到頁的地址，它才是最終的物理地址。其實，還用很多細(xì)節(jié)沒有涉及到，比如這里提到的描述符表是全局描述符表，實際上還有局部描述符表，再比如描述符只重點介紹了地址位，優(yōu)先級位和其它屬性位都沒有介紹。但是，一個完整的尋址圖像已經(jīng)展現(xiàn)在我們眼前了。它包含了32位CPU里的所有重要機(jī)制。剩下的問題不妨采取暫不過問，現(xiàn)用現(xiàn)學(xué)的方法。