毫無疑問，不管是32位，還是64位處理器，所有進程（執(zhí)行的程序）都必須占用一定數(shù)量的內(nèi)存，它或是用來存放從磁盤載入的程序代碼，或是
存放取自用戶輸入的數(shù)據(jù)等等。不過進程對這些內(nèi)存的管理方式因內(nèi)存用途不一而不盡相同，有些內(nèi)存是事先靜態(tài)分配和統(tǒng)一回收的，而有些卻是按需要動態(tài)分配和回收的。
對任何一個普通進程來講，它都會涉及到5種不同的數(shù)據(jù)段。稍有編程知識的朋友都該能想到這幾個數(shù)據(jù)段種包含有“程序代碼段”、“程序數(shù)據(jù)段”、“程序堆棧段”等。不錯，這幾種數(shù)據(jù)段都在其中，但除了以上幾種數(shù)據(jù)段之外，進程還另外包含兩種數(shù)據(jù)段。下面我們來簡單歸納一下進程對應(yīng)的內(nèi)存空間中所包含的5種不同的數(shù)據(jù)區(qū)。
代碼段：代碼段是用來存放可執(zhí)行文件的操作指令，也就是說是它是可執(zhí)行程序在內(nèi)存種的鏡像。代碼段需要防止在運行時被非法修改，所以只準許讀取操作，而不允許寫入（修改）操作——它是不可寫的。
數(shù)據(jù)段：數(shù)據(jù)段用來存放可執(zhí)行文件中已初始化全局變量，換句話說就是存放程序靜態(tài)分配的變量和全局變量。
BSS段：BSS段包含了程序中未初始化全局變量，在內(nèi)存中 bss段全部置零。
堆（heap）：堆是用于存放進程運行中被動態(tài)分配的內(nèi)存段，它大小并不固定，可動態(tài)擴張或縮減。當進程調(diào)用malloc等函數(shù)分配內(nèi)存時，新分配的內(nèi)存就被動態(tài)添加到堆上（堆被擴張）；當利用free等函數(shù)釋放內(nèi)存時，被釋放的內(nèi)存從堆中被剔除（堆被縮減）。
棧：棧是用戶存放程序臨時創(chuàng)建的局部變量，也就是說我們函數(shù)括弧“{}”中定義的變量（但不包括static聲明的變量，static意味這在數(shù)據(jù)段中存放變量）。除此以外在函數(shù)被調(diào)用時，其參數(shù)也會被壓入發(fā)起調(diào)用的進程棧中，并且待到調(diào)用結(jié)束后，函數(shù)的返回值也回被存放回棧中。由于棧的先進先出特點，所以棧特別方便用來保存/恢復(fù)調(diào)用現(xiàn)場。從這個意義上將我們可以把堆棧看成一個臨時數(shù)據(jù)寄存、交換的內(nèi)存區(qū)。
靜態(tài)分配內(nèi)存就是編譯器在編譯程序的時候根據(jù)源程序來分配內(nèi)存. 動態(tài)分配內(nèi)存就是在程序編譯之后, 運行時調(diào)用運行時刻庫函數(shù)來分配內(nèi)存的. 靜態(tài)分配由于是在程序運行之前,所以速度快, 效率高, 但是局限性大. 動態(tài)分配在程序運行時執(zhí)行, 所以速度慢, 但靈活性高。
術(shù)語"BSS"已經(jīng)有些年頭了，它是block started by symbol的縮寫。因為未初始化的變量沒有對應(yīng)的值,所以并不需要存儲在可執(zhí)行對象中。但是因為C標準強制規(guī)定未初始化的全局變量要被賦予特殊的默認值(基本上是0值)，所以內(nèi)核要從可執(zhí)行代碼裝入變量(未賦值的)到內(nèi)存中，然后將零頁映射到該片內(nèi)存上，于是這些未初始化變量就被賦予了0值。這樣做避免了在目標文件中進行顯式地初始化，減少空間浪費（來自《Linux內(nèi)核開發(fā)》）
我們在x86_64環(huán)境上運行以下經(jīng)典程序：
#include<stdio.h>
#include<malloc.h>
#include<unistd.h>
int bss_var;
int data_var0=1;
int main(int argc,char **argv)
{
printf("below are addresses of types of process's mem/n");
printf("Text location:/n");
printf("/tAddress of main(Code Segment):%p/n",main);
printf("____________________________/n");
int stack_var0=2;
printf("Stack Location:/n");
printf("/tInitial end of stack:%p/n",&stack_var0);
int stack_var1=3;
printf("/tnew end of stack:%p/n",&stack_var1);
printf("____________________________/n");
printf("Data Location:/n");
printf("/tAddress of data_var(Data Segment):%p/n",&data_var0);
static int data_var1=4;
printf("/tNew end of data_var(Data Segment):%p/n",&data_var1);
printf("____________________________/n");
printf("BSS Location:/n");
printf("/tAddress of bss_var:%p/n",&bss_var);
printf("____________________________/n");
char *b = sbrk((ptrdiff_t)0);
printf("Heap Location:/n");
printf("/tInitial end of heap:%p/n",b);
brk(b+4);
b=sbrk((ptrdiff_t)0);
printf("/tNew end of heap:%p/n",b);
return 0;
}
運行結(jié)果：
[root@kollera updilogs]# ./memory
below are addresses of types of process's mem
Text location:
Address of main(Code Segment):0x400568
____________________________
Stack Location:
Initial end of stack:0x7fff0e0dc544
new end of stack:0x7fff0e0dc540
____________________________
Data Location:
Address of data_var(Data Segment):0x600bfc
New end of data_var(Data Segment):0x600c00
____________________________
BSS Location:
Address of bss_var:0x600c14
____________________________
Heap Location:
Initial end of heap:0xb059000
New end of heap:0xb059004
AMD x86_64的出現(xiàn)，給全新的64位的x86帶來了很多結(jié)構(gòu)上的變化：
1）64位整型數(shù)
在x86-64中，所有通用寄存器（GPRs）都從32位擴充到了64位，名字也發(fā)生了變化。8個通用寄存器（eax, ebx, ecx, edx,
ebp, esp, esi, edi）在新的結(jié)構(gòu)中被命名為rax, rbx, rcx, rdx, rbp, rsp, rsi, rdi，它們都是64位的。呵呵，想當年，從16位擴充到32位時，同樣也有一次名字的變化。所有算術(shù)邏輯操作、寄存器到內(nèi)存的數(shù)據(jù)傳輸現(xiàn)在都能以64位的整形類型進行操作。堆棧的壓棧和彈出操作都以8字節(jié)的單位進行，而且指針類型也擁有了64位。
2）新增寄存器
在新的架構(gòu)中，另外新增了8個通用寄存器：64位的r8, r9, r10, r11, r12, r13, r14, r15。這樣就有利與編譯器將函數(shù)參數(shù)、返回值等放在這些新增的GPR里面進行傳遞，從而提高了程序的運行速度。同時，128位的MMX寄存器也從原來的8個增加到了16個。
3）增大的邏輯地址空間
目前在新的架構(gòu)中，應(yīng)用程序可以擁有的邏輯地址空間從4GB增加到了256TB（2^48），而且這一邏輯地址空間在未來可能增加到16EB
（2^64，1EB=1024PB，1PB=1024TB，1TB=1024GB）。
4）增大的物理地址空間
目前的x86-64架構(gòu)，可以支持的物理內(nèi)存擴展到了1TB（2^40），當然，在未來該數(shù)字可以擴展到4PB（2^52）。相比于經(jīng)過PAE技術(shù)擴展的i386的64GB物理內(nèi)存，新的架構(gòu)帶來了不小的飛躍。
5）無縫使用SSE指令
新的架構(gòu)借鑒和吸收了Intel的SSE、SSE2的核心指令，并在2005年加入了SSE3。在這一新的架構(gòu)下，可以不再需要x87浮點協(xié)處理器來完成浮點運算了。
6）NX位
跟PAE技術(shù)一樣，新的x86-64架構(gòu)也在頁表項中增加了NX位，來幫助CPU判斷該頁包含的內(nèi)容是否是可以執(zhí)行的，從而避免借助“buffer overrun”導致的病毒攻擊。
7）去除舊的機制
在新架構(gòu)的“長模式（long mode）”下，很多在IA32中被提出，但確不經(jīng)常被操作系統(tǒng)用到的一些機制不再被支持。這些機制包括段式地址變化機制（FS和GS仍然被保留），任務(wù)轉(zhuǎn)移門（TSS）機制，以及虛擬86模式。當然，出于向下兼容的考慮，x86-64在“傳統(tǒng)模式”（Legacy mode）下，仍然對這些機制進行了保留。
x86的兩種工作模式：實地址模式和虛地址模式（保護模式）。Linux主要工作在保護模式下。
在保護模式下，64位x86體系架構(gòu)的虛地址空間可達2^48Byte，即256TB，這可比只能到達區(qū)區(qū)4GB的32位x86體系大多了。邏輯地址到線性地址的轉(zhuǎn)換由x86分段機制管理。段寄存器CS、DS、ES、SS、FS或GS各標識一個段。這些段寄存器作為段選擇器，用來選擇該段的描述符。
Linux中關(guān)于段描述符的宏定義集中在文件/arch/x86/include/asm/Segment.h中，我們先貼出部分代碼：
32位的：
#define GDT_ENTRY_KERNEL_BASE 12 /* 0x0000000c c=>1100*/
#define GDT_ENTRY_KERNEL_CS (GDT_ENTRY_KERNEL_BASE + 0) /* 0x0000000c c=>1100*/
#define GDT_ENTRY_KERNEL_DS (GDT_ENTRY_KERNEL_BASE + 1) /* 0x0000000d c=>1101*/
64位的：
#define GDT_ENTRY_KERNEL32_CS 1 /* 0x00000001 */
#define GDT_ENTRY_KERNEL_CS 2 /* 0x00000002 */
#define GDT_ENTRY_KERNEL_DS 3 /* 0x00000003 */
#define __KERNEL32_CS (GDT_ENTRY_KERNEL32_CS * 8) /* 0x00000100 */
#define GDT_ENTRY_DEFAULT_USER32_CS 4 /* 0x00000004 */
#define GDT_ENTRY_DEFAULT_USER_DS 5 /* 0x00000005 */
#define GDT_ENTRY_DEFAULT_USER_CS 6 /* 0x00000006 */
#define __USER32_CS (GDT_ENTRY_DEFAULT_USER32_CS * 8 + 3) /* 0x00000403 */
#define __USER32_DS __USER_DS
不管32位還是64位的：（我們只關(guān)心64位）
#define __KERNEL_CS (GDT_ENTRY_KERNEL_CS * 8) /* 0x00000200 */
#define __KERNEL_DS (GDT_ENTRY_KERNEL_DS * 8) /* 0x00000300 */
#define __USER_DS (GDT_ENTRY_DEFAULT_USER_DS* 8 + 3) /* 0x00000503 */
#define __USER_CS (GDT_ENTRY_DEFAULT_USER_CS* 8 + 3) /* 0x00000603 */
看見沒有，我們熟悉的__USER_CS，__USER_DS，__KERNEL_CS，和__KERNEL_DS，就是傳說中的段選擇子。
我們看到，內(nèi)核代碼段的描述子存放在以0x200為基地址的內(nèi)存單元中，占8個字節(jié)。同樣，內(nèi)核數(shù)據(jù)段、用戶代碼段、用戶數(shù)據(jù)段分別存放在
以0x300、0x500、0x600為基地址的內(nèi)存單元中。我們注意到，__USER_DS和__USER_CS的最低三位為3，也就是011，這正說明
其CPL位為11，代表用戶模式，TI為0，代表GDT。
對于x86_64來說，虛擬地址由16位選擇子和64位偏移量組成，段寄存器僅僅存放選擇子。CPU的分段單元(SU)執(zhí)行以下操作：
[1] 先檢查選擇子的TI字段，以決定描述子對應(yīng)的描述子保存在哪一個描述符表中。TI字段指明描述子是在GDT中（在這種情況下，分段單元從gdtr寄存器中得到GDT的線性基地址）還是在激活的LDT中（在這種情況下，分段單元從ldtr寄存器中得到LDT的線性基地址）。
[2] 從選擇子的13位index字段計算描述子的地址，index字段的值乘以8（一個描述子的大小，其實就是屏蔽掉末尾那三位指示特權(quán)級的CPL和指示TI的字段），這個結(jié)果與gdtr或ldtr寄存器中的內(nèi)容相加。
[3] 將對應(yīng)的段描述子從內(nèi)存拷貝到CPU的影子Cache中，這樣，只有在選擇子改變的情況下才會修改影子Cache中的內(nèi)容。
[4] 把虛擬地址的偏移量與隱Cache中描述子Base字段的值相加就得到了線性地址。
例如，為了對內(nèi)核代碼段尋址，內(nèi)核只需要把__KERNEL_CS宏產(chǎn)生的選擇子的值裝進cs段寄存器即可。注意，與段相關(guān)的線性地址還是從
0開始，達到264 -1的尋址限長。這就意味著在用戶態(tài)或內(nèi)核態(tài)下的所有進程任然使用相同的虛擬地址，這就是傳說中的“基本平坦模式”。
按照這個模式，虛擬地址跟線性地址數(shù)字一樣，唯一的不同就是CS和DS裝的內(nèi)容不同，可能是KERNEL級別的選擇子，也可能是USER級別
的選擇子。
雖然邏輯地址擴展到了64位，但是，現(xiàn)有的設(shè)計并沒有完全用到這64位的空間（2^64=16EB），因為使用到如此大的空間，勢必造成很大的
系統(tǒng)開銷。AMD64在設(shè)計的時候就決定在x86_64的第一階段，只用這64位中的低48位來做頁式地址轉(zhuǎn)換，高16位（48-64位）將填充第47位相同的內(nèi)容（這種方式類似于符號擴展）。如果邏輯地址不符合此規(guī)定，系統(tǒng)將產(chǎn)生異常。符合此規(guī)定的地址稱為canonical form，地址的范圍分為兩段：0 到 00007FFF-FFFFFFFF，以及FFFF8 000-0000 0000到FFFFFFFF-FFFFFFFF，總共為256TB。這種虛擬地址的分層結(jié)構(gòu)，也為操作系統(tǒng)的設(shè)計帶來了一定便利：可以取地址的上半段保留做為操作系統(tǒng)的邏輯地址空間，而低地址部分做為裝載應(yīng)用程序的空間，而canonical form不允許的地址空間則做為操作系統(tǒng)的標志、以及特權(quán)級的標識等。當然，這樣的設(shè)計在未來地址進一步擴展的時候?qū)⒊蔀橐粋€新的問題。
采用64位地址空間的x86-86被稱為是運行在“長模式”（long mode）下，該模式可以看成是對PAE模式的一個擴充。長模式允許使用三個不同的物理頁面大?。?KB、2MB和1GB。在使用64位中的48位用來存放地址時，與PAE模式下的三級頁面映射機制不同的是，長模式下線性地址到物理地址的映射需要經(jīng)過四級地址映射。在這四級地址映射機制中，原來PAE模式下僅擁有4個表項的頁目錄指針表被擴展到512個表項。同時，在最末一級加入一級新的頁面映射結(jié)構(gòu)，該結(jié)構(gòu)被稱為第四級頁表（Page-Map Level 4 Table，PML4），它跟PAE模式下的頁目錄及頁表（在長模式中，成為了頁目錄）一樣，擁有512個表項。如果地址進一步擴充，如把64位尋址全部用上，該頁表就能夠擴充到33,554,432個表項，或者干脆再加一層地址映射（PML5），當然，按照目前只用了48位的情況下，用到512個表項的PML4就已經(jīng)夠用了。
可以想象，用到48位的x86-64虛擬地址的分配機制為：
- 0－11（12）位：頁內(nèi)偏移；
- 12－20（9）位：由PML4來映射；
- 21－29（9）位：高一級頁目錄來映射（如果PS＝1，則該頁表項指向一個2MB的頁）；
- 30－38（9）位：再高一級的頁目錄來映射（如果PS=2，則該頁表項指向一個1GB的頁）；
- 39－47（9）位：頁目錄指針表來映射。
x86-64的長模式下，對16位以及32位代碼進行了兼容，即使CPU上跑的是64位的操作系統(tǒng)，歷史遺留的16位以及32位代碼將都能夠在該操作系統(tǒng)上運行。由于x86-64兼容IA32的指令，所以，這些代碼在這種情況下運行，基本上沒有性能損耗。
在傳統(tǒng)模式（Legacy mode）下，x86-64的CPU的工作模式跟傳統(tǒng)的IA32沒有什么兩樣。
