前言
Linux支持很多硬件運行平臺，常用的有：Intel X86，Alpha，Sparc等。對于不能夠通用的一些功能，Linux必須依據(jù)硬件平臺的特點來具體實現(xiàn)。本文的目的是簡要探討Linux在X86保護模式上如何實現(xiàn)虛擬內(nèi)存管理功能。為簡化和方便敘述，本文做如下限定：X86處理器為80486和其后的處理器，X86工作在保護模式，不采用物理內(nèi)存擴展（使用32bits物理地址），不使用擴展頁（頁大小為4K）。凡是與限定模式無關(guān)的內(nèi)容，本文都盡量略過。Linux的虛擬內(nèi)存管理中與硬件平臺無關(guān)的內(nèi)容在本文中也被略過。本文所援引的Linux內(nèi)核源代碼版本為Linux 2.2.5。
X86的分段和分頁機制
I. X86的分段機制和相應(yīng)系統(tǒng)結(jié)構(gòu)
X86的分段機制就是將X86的線性地址空間分成許多小空間--段（segment），利用這些段來存儲（記錄）代碼和數(shù)據(jù)，通過對段的保護來提供一種對數(shù)據(jù)或代碼的保護。根據(jù)每個段的作用和存儲內(nèi)容的不同，X86將段分為三類進程段（代碼段、數(shù)據(jù)段和堆棧段）和兩類系統(tǒng)段：任務(wù)狀態(tài)段（TSS，Task-State Segment）和LDT段（由于GDT不是通過段描述符和段選擇符來訪問，所以X86沒有認(rèn)為存在一個GDT段；同理，也不存在IDT段）。
在分段機制，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任務(wù)共用的段描述符，可以是上述的任何一類段的段描述符，最大表長64KB；
· 局部描述符表（LDT，Local Describtor Table）：存放某個任務(wù)專用的各段的段描述符，只能是三類進程段的段描述符和調(diào)用門描述符，最大表長4GB；
· 段描述符（Segment Describtor）：64bits，用來描述一個段的基地址（該地址是線性地址），該段的類型，對該段操作的限制；
· 門描述符（Gate Describtor）：64bits，一種特殊的描述符，為處于不同特權(quán)級的系統(tǒng)調(diào)用或程序的調(diào)用或訪問提供保護；分為四類：調(diào)用門描述符（Call Gate Describtor）、中斷門描述符（Interrupt Gate Describtor）、陷阱門描述符（Trap Gate Describtor）、任務(wù)門描述符（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）：存放門描述符，只能是中斷門描述符，陷阱門描述符和任務(wù)門描述符，最大表長64KB；
同時，X86提供了如下幾個用于支持分段機制的寄存器：
· 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；GDTR的初始值為：基地址0，表長0xFFFF；
· 局部描述符表寄存器（LDTR，LDT Register）：80bits，16bits為LDT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；IDTR的初始值為：基地址0，表長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；
· 六個段寄存器（Segment Register）：分為可見部分和隱藏部分，可見部分為段選擇符，隱藏部分為段描述符；六個段寄存器分別為CS、SS、DS、ES、FS、GS；關(guān)于這些段寄存器的作用參見[1]中3.4.2 'Segment Register';
86工作在保護模式時，進程使用的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應(yīng)的線性地址（Linear Address）。如果沒有采用分葉管理，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內(nèi)存；否則，還要通過X86的分頁轉(zhuǎn)換，將線性地址轉(zhuǎn)換為物理地址。
以上是對X86分段相關(guān)內(nèi)容的簡要描述，對于各數(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)，請查閱 [1]。
II. X86的分頁機制和相應(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（磁盤存儲空間）上。這種間接映射方式就是分頁機制。X86可用頁大小為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）。
在分頁機制，X86使用了四種數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)：
· 頁目錄項（PDE，Page Directory Entry）：32bits結(jié)構(gòu)，高20bits為頁表基地址（物理地址），以4KB為遞增單位，低12bits為頁表屬性，具體換算參見后面初始化部分；
· 頁目錄（Page directory）：存儲頁目錄項，位于一頁中，總共可容納1024個頁目錄項；
· 頁表項（PTE，Page Table Entry）：32bits結(jié)構(gòu)，高20bits為頁基地址（物理地址），低12bits為頁屬性；
· 頁表（Page table）：存儲頁表項，位于一頁中，總共可容納1024個頁表項；
· 頁（Page）：4KB的連續(xù)地址空間；
為了實現(xiàn)分頁機制和提高地址轉(zhuǎn)換的效率，X86提供和使用了如下的硬件結(jié)構(gòu)：
· 頁標(biāo)志位（PG，Page）：該標(biāo)志位為1，說明采用頁機制；實際就是控制寄存器CR0的第31bit；
· 頁緩存/快表（TLBs，Translation Lookaside Buffers）：存儲最近使用的PDE和PTE，以提高地址轉(zhuǎn)換的效率；
· 頁目錄基地址寄存器（PDBR，Page Directory Base Register）：用于存儲頁目錄的基地址（物理地址），實際就是控制寄存器CR3；
為了實現(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為頁目錄中的偏移，用于索引頁目錄項（得到對應(yīng)頁表的基地址）；第21bit到第12bit為頁表中的偏移，用于索引頁表項（得到對應(yīng)頁的基地址）；第11bit到第0bit為頁中的偏移。這樣，通過兩級索引和頁中的偏移量，最后能正確得到線性地址對應(yīng)的物理地址。
關(guān)于分頁機制的詳細(xì)描述和作用，請查閱參考文檔[1]。
LINUX的分段策略
Linux在X86上采用最低限度的分段機制，其目的是為了避開復(fù)雜的分段機制，提高Linux在其他不支持分段機制的硬件平臺的可移植性，同時又充分利用X86的分段機制來隔離用戶代碼和內(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最大表長為64KB，每個段描述符為8B，所以GDT最多能夠容納8192個段描述符。每產(chǎn)生一個進程，Linux為該進程在GDT中創(chuàng)建兩個描述符：LDT段描述符和TSS描述符，除去Linux在GDT中保留的前12項，GDT實際最多能容納4090個進程。Linux的內(nèi)核自身有獨立的代碼段和數(shù)據(jù)段，其對應(yīng)的段描述符分別存儲在GDT中的第2項和第3項。每個進程也有獨立的代碼段和數(shù)據(jù)段，對應(yīng)的段描述符存儲在它自己的LDT中。有關(guān)LinuxGDT表項和DLT表項分布情況參見附表1，附表2所示。
在Linux中，每個用戶進程都可以訪問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)進程可以直接訪問。從0xC0000000~0x3FFFFFFF的1GB空間為內(nèi)核態(tài)空間，存放內(nèi)核訪問的代碼和數(shù)據(jù)，用戶態(tài)進程不能直接訪問。當(dāng)用戶進程通過中斷或系統(tǒng)調(diào)用訪問內(nèi)核態(tài)空間時，會觸發(fā)X86的特權(quán)級轉(zhuǎn)換（從特權(quán)級3切換到特權(quán)級0），即從用戶態(tài)切換到內(nèi)核態(tài)。
LINUX的分頁策略
標(biāo)準(zhǔn)Linux的分頁是三級頁表結(jié)構(gòu)，除了X86支持的頁目錄和頁，還有一級被稱為中間頁目錄。因此，線性地址在轉(zhuǎn)換為物理地址的過程中，線性地址就被解釋為四個部分（不是X86所認(rèn)識的三個部分），增加了頁中間目錄中的索引。當(dāng)運行在X86平臺上時，Linux通過將中間頁目錄最大的頁目錄項個數(shù)定義為1，并提供一組相關(guān)的宏（這些宏將中間頁目錄用頁目錄來替換）將三級頁面結(jié)構(gòu)分解過程完美的轉(zhuǎn)換為X86使用的二級頁面分解。這樣，無需改動內(nèi)核中頁面解釋的主要代碼（這些代碼都是認(rèn)為線性地址由四個部分組成）。關(guān)于這些宏定義參見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（對應(yīng)進程頁目錄第768項指引的頁表），被映射到物理地址0x0~0x3FFFFF（4MB）。因此，進程處于內(nèi)核態(tài)時，只要通過訪問3GB到3GB+4MB就可訪問物理內(nèi)存的低4MB空間。所有進程從3GB到4GB的線性空間都是一樣的，由同樣的頁目錄項，同樣的頁表，映射到相同的物理內(nèi)存段。Linux以這種方式讓內(nèi)核態(tài)進程共享代碼和數(shù)據(jù)。
Linux分段分頁初始化
無論Linux系統(tǒng)如何被引導(dǎo)，經(jīng)過zImage（參見arch/i386/boot/bootsect.s）或經(jīng)過LILO，最后都會跳轉(zhuǎn)執(zhí)行arch/i386/boot/setup.s（被裝載到SETUPSEG，物理地址 0x90200），setup.s從BIOS中獲取計算機系統(tǒng)的硬件參數(shù)（如硬盤參數(shù)），放到內(nèi)存參數(shù)區(qū)（臨時寄放），同時做一些初步的狀態(tài)檢查，為進入保護模式做準(zhǔn)備。關(guān)于引導(dǎo)過程和setup.s的具體執(zhí)行參見[2]。
保護模式下的內(nèi)核初始化模塊從物理地址0x100000開始執(zhí)行，該地址開始的代碼和數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)都對應(yīng)在arch/i386/kernel/head.s中，參見附表3。初始化模塊主要功能是對相關(guān)寄存器IDT，GDT，頁目錄及頁表等進行初始化。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）來初始化（通過前面對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（內(nèi)核數(shù)據(jù)段），并設(shè)置對該段的操作特限級為0）；置位CR0的PG位，并根據(jù)CPU的型號選擇置位AM, WP, NE 和 MP；用0x101000初始化CR3（頁目錄swapper_pg_dir的地址）；置ESP高32bits為__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：這只是臨時初始化IDT，進一步的操作在start_kernel中進行；用于表示IDT的變量（idt_table[ ]）在arch/i386/kenel/traps.c中定義，變量類型（desc_struct）定義在include/asm-i386/desc.h。IDT共有IDT_ENTRIES（256）個中斷描述符，屬性字均為0x8E00，每個中斷描述符都指向同一個中斷服務(wù)程序ignore_init。Ignore_int的功能僅僅是輸出消息int_msg（"unknown interrupt"）。而IDTR的值為通過命令lidt idt_descr實現(xiàn)。通過在head.s中查看idt_descr的值可以計算得知，IDT的基地址為idt_table的地址，表長IDT_ENTRIES*8-1（0x7FF）。
3. 有關(guān)GDT的初始化：GDT共有GDT_ENTRIES個段描述符。GDT_ENTRIES的計算公式為：12+2*NR_TASKS。其中12表示前面提到的Linux在GDT中保留的12項，NR_TASKS（512）指系統(tǒng)設(shè)定容納的進程數(shù)，定義在include/linux/tasks.h。GDT在head.s直接分配存儲單元（標(biāo)號為gdt_table）。初始化后的GDT如附表1所示。GDTR的值通過命令lgdt gdt_descr實現(xiàn)。通過在head.s中查看gdt_descr的值可以計算得知，GDT的基地址為gdt_table的地址，表長GDT_ENTRIES*8-1（0x205F）。
4. 頁目錄的初始化：頁目錄由變量swapper_pg_dir表示，共有1024個頁目錄項。其第0項和第768項均指向pg0（第0頁），初始化值為0x00102007（根據(jù)其高20bits的值0x102換算：0x102*4KB=0x102000，第0頁緊跟頁目錄后，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））；其他頁目錄項初始值為0x0；
5. pg0的初始化：第n項對應(yīng)第n頁，屬性為0x007；即第n項的初始化值的高20bits值為n，底12bits值為0x007；由此可見pg0映射了物理空間的低4MB空間；
6. 初始化empty_zero_page：該頁的前2KB空間用來存儲setup.s保存在內(nèi)存參數(shù)區(qū)的來自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)，下面對與X86系統(tǒng)相關(guān)的調(diào)用函數(shù)簡述其（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I/O空間，參見附表4。
2. paging_init() (arch/i386/mm/init.c)；取消虛擬地址0x0對物理地址的低端4MB空間的映射；根據(jù)物理地址的實際大小初始化所有的頁表。
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)用門等。其中，trap0~trap17為各種錯誤入口（溢出，0除，頁錯誤等，錯誤處理函數(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號進程的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。
5. time_init() (arch/i386/kernel/time.c)；讀取實時時間，重新設(shè)置時鐘中斷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。
Linux進程和分段分頁
每當(dāng)啟動一個新的進程，Linux都為其創(chuàng)建一個進程控制塊（task_struct，include/linux/sched.h）。task_struct中最重要的與存儲有關(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)建過程中，系統(tǒng)所涉及的（與分段分頁相關(guān)）功能包括：
1. 每個進程（根據(jù)需要）建立新頁目錄（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)建和初始化新頁目錄
SET_PAGE_DIR（include/asm-i386/pgtable.h）；//設(shè)置頁目錄基地址寄存器
2. 在GDT中添加進程對應(yīng)的TSS項和LDT項，其占用的GDT項號分別記錄在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對應(yīng)的GDT項號
set_ldt_desc / set_tss_desc （arch/i386/kernel/traps.c）；//在GDT中添加LDT / TSS描述符
3. 創(chuàng)建該進程的LDT（mm成員void * segments）；相關(guān)代碼：
copy_segments（arch/i386/kernel/process.c）；//創(chuàng)建進程的LDT并初始化LDT
Linux采用"按需調(diào)頁"的原則來分配內(nèi)存頁面，從而避免頁表過多占用存儲空間。創(chuàng)建一個進程時頁面分配的情況大致是這樣的：進程控制塊（1頁）；內(nèi)存態(tài)堆棧（1頁）；頁目錄（1頁）；頁表（需要的n頁）。在進程以后執(zhí)行的執(zhí)行中，再根據(jù)需要逐漸分配更多的內(nèi)存頁面。
附表
