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(gè)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(shí)模式"。在地址儲(chǔ)存模型中屬于“實(shí)地址儲(chǔ)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(shí)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(gè)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(chǔ)存模型中這屬于“段地址儲(chǔ)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(shí)，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(gè)選擇子。這個(gè)選擇子對(duì)應(yīng)了一個(gè)64-bit長(zhǎng)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(shí)，這里頭的故事還遠(yuǎn)沒有講完。

在上面簡(jiǎn)述的過程中，很容易發(fā)現(xiàn)有兩個(gè)問題沒有交待。（1）CPU是如何將選擇子與描述符對(duì)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(shí)，操作系統(tǒng)也有了長(zhǎng)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(gè)程序，而很可能是多個(gè)程序同時(shí)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(jì)算機(jī)就會(huì)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(gè)交通規(guī)則，車便會(huì)搶道，道路就會(huì)癱瘓。所以，在多任務(wù)的情況下，必須給尋址也制定一個(gè)“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(shí)的情況下?lián)屨剂藙e的程序的地址，那么如果在尋址時(shí)包含一個(gè)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(gè)地址是不是已經(jīng)有程序段占用了？同時(shí)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(zhǎng)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(jí)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(shí)，就可以優(yōu)先搶占別的車的道。所以，還應(yīng)該定義一個(gè)優(yōu)先級(jí)。然后，由占上地址的程序段告訴CPU自己的優(yōu)先級(jí)別?？偟膩碇v，原來在16位機(jī)里很單純的一個(gè)“段”的概念現(xiàn)在變得復(fù)雜了。如同人的成長(zhǎng)過程，剛開始的時(shí)候思維總是很幼稚的，相應(yīng)的也只能解決簡(jiǎn)單的問題，只有當(dāng)你的思維擺脫幼稚的時(shí)候，才有能力解決更為復(fù)雜的事情?，F(xiàn)在CPU擺脫了幼稚的16位，它在描述“段”的時(shí)候當(dāng)然不應(yīng)該像16位時(shí)那么膚淺。在32位機(jī)里，“段”有三個(gè)要素：基地址，長(zhǎng)度，屬性（屬性里包含了優(yōu)先級(jí)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(gè)要素，需要新定義一個(gè)數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)。這個(gè)結(jié)構(gòu)就是前面所提到的描述符，每一個(gè)描述符都占有64-bit，有足夠的長(zhǎng)度來包含段的三個(gè)要素。當(dāng)然，現(xiàn)在內(nèi)存中不止一個(gè)程序，而且程序也不止一個(gè)段，所以描述符也不會(huì)有一個(gè)，而是很多個(gè)。最簡(jiǎn)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(chǔ)空間里，然后給各個(gè)描述符排上序號(hào)。當(dāng)要找某一個(gè)特定的描述符時(shí)，只要先找到這塊連續(xù)的存儲(chǔ)空間然后給出序號(hào)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(gè)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(gè)48位的專用寄存器用來存放全局描述符表的信息，這個(gè)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(zhǎng)度限制。所以，一張全局描述符表最長(zhǎng)可以是64kb。那么，最多可以放64kb/8b=8k個(gè)描述符。所以如果想在其中選擇任意一個(gè)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(hào)。其實(shí)，現(xiàn)在段寄存器的功能就是選擇描述符，正因?yàn)槿绱?，通常也把段寄存器叫做選擇器。那么，經(jīng)過冗長(zhǎng)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(hào)，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(jì)算機(jī)執(zhí)行性能上的一次飛躍！從此高速的cpu再也不會(huì)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(shì)，同時(shí)處理好多個(gè)任務(wù)。是的，當(dāng)我們眼前出現(xiàn)了新的景象的時(shí)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(duì)于尋址過程的了解，只是開了一個(gè)頭而已，但這是一個(gè)好頭，我們體會(huì)到了32位cpu的強(qiáng)大優(yōu)勢(shì)。這足以讓我們對(duì)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(yùn)行，然而系統(tǒng)內(nèi)存數(shù)量很有限，往往不能容納一個(gè)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(yùn)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(gè)待運(yùn)行的任務(wù)片段，而且這個(gè)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(duì)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(dòng)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(shí)際物理空間大小的存儲(chǔ)空間(其實(shí)是將程序需要的存儲(chǔ)空間以頁的形式分散存儲(chǔ)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(shí)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(gè)比內(nèi)存大得多的虛擬空間。在程序運(yùn)行時(shí)，把虛擬地址空間的一小部分映射到內(nèi)存，其余都存儲(chǔ)在硬盤上（也就是說程序虛擬空間就等于實(shí)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(shí)，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(chǔ)地址隨即被調(diào)入到內(nèi)存；同時(shí)當(dāng)系統(tǒng)內(nèi)存緊張時(shí)，也可以把當(dāng)前不用的虛擬存儲(chǔ)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(shí)現(xiàn)的。
因?yàn)槭褂庙摍C(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(gè)中間地址——線性地址了，該地址不代表實(shí)際物理地址，而是代表整個(gè)進(jìn)程的虛擬空間地址。還得有一個(gè)將虛擬地址轉(zhuǎn)換成物理地址的過程。

讓我們來認(rèn)識(shí)一下頁機(jī)制。它就是把內(nèi)存分成一個(gè)一個(gè)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(gè)程序功能塊可能占用好多個(gè)頁。現(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(gè)章或者節(jié)什么的，然后逐級(jí)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(zhǎng)度是4kb，它最多可以包含1024個(gè)頁目錄項(xiàng)，每個(gè)頁目錄項(xiàng)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(gè)頁組，每個(gè)頁組4MB的大小。頁表的長(zhǎng)度也是4kb，1024個(gè)頁表項(xiàng)，每個(gè)頁表項(xiàng)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(gè)頁面，每個(gè)頁面大小4kb。所以找到某一個(gè)頁就是先查頁目錄再查頁表這么一個(gè)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?yàn)轫撃夸浀牡?2位總是0，這樣保證頁目錄始終是頁對(duì)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(gè)頁目錄用10位就可以標(biāo)識(shí)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(gè)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(shí)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(gè)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(gè)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(shí)，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(shí)際上還有局部描述符表，再比如描述符只重點(diǎn)介紹了地址位，優(yōu)先級(jí)位和其它屬性位都沒有介紹。但是，一個(gè)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。