x86 分段机制

news2024/11/24 12:51:04

本篇只是做个记录,把重要的东西记录一下.
不保证正确

x86中的物理地址计算过程

8086 时代的分段机制

这要从8086实模式说起
8086实模式 是基于 分段机制的.
    该模式下有段寄存器
    该模式下存在 逻辑地址[a:b]  和 (线性地址) 物理地址 // a 存储在段寄存器中,[a:b] 存储了 逻辑地址
    段寄存器中的值和 指令中的地址 算出来 线性地址  // (a << 4) + b

80386 时代的分段机制

80286 新增了 保护模式.这里我们不说 80286 , 直接从 80386 说起, 这里也不说 16位保护模式
80386 新增了 32位保护模式 // 假设此时位于32位保护模式,且关闭分页机制
	该模式下 有同样的段寄存器,只是位宽不一样
    该模式下存在 逻辑地址[a:b] 和 (线性地址)物理地址
   	段寄存器中的值 和 描述符表中的描述符 和 指令中的地址 共同算出来 线性地址(即物理地址)

80386 时代的分页机制

80386 新增了 分页机制 // 假设此时位于32位保护模式,并打开分页机制后
    此时 存在 逻辑地址[a:b] 和 线性地址(虚拟地址) 和 物理地址 // 此时可以看到 分段机制输出的地址永远叫做线性地址
    段寄存器中的值 和 描述符表中的描述符 和 指令中的地址 共同算出来 线性地址(即虚拟地址)
    然后 线性地址(即虚拟地址) 经过 "分页机制带来的MMU" 转换 为物理地址 

	注意 : 
		1.分页机制肯定要建立于 分段机制之上 
			// 因为 分段机制 关不掉,且有权限管理功能
		2.分页机制开了之后,会影响到分段机制 
			// 因为 分页基址开了之后,cpu看到的地址概念变化了,
			// 从物理地址转换为了虚拟地址. 
			// 而 段描述符 位于"地址"之上.
			// 分页也有权限功能,会影响"地址"的权限
		3.分页又分段是不必要的.
			在OS中一般使用平坦内存模型. 
			// 放弃分段,使用分页.
			// 即 只分一个段,段的长度为4GB.且将权限放置最低.

x86_64 时代的分段机制 TODO

x86_64 只是增加了位宽,并弱化段模式管理,保留权限概念 // 假设此时 位于 64位保护模式,并打开分页机制后.
    但是 还是 存在 逻辑地址[a:b] 和 线性地址(虚拟地址) 和 物理地址
    物理地址计算过程和 "80386 时代的分页机制" 是一样的

x86_64 弱化段模式管理,保留权限概念, TODO

注意:
	在64位保护模式下,必须遵从平坦内存模型.

80386 32位保护模式分段机制

由于 兼容性 的问题,目前 dos 仍然能在 最新的 x86_64 上跑
8086 引入的分段机制 被保留了下来 , 虽然分段机制在变化,但是还是保留了下来,且分段机制不能关闭.

arm/riscv/ 根本没有 分段机制的影子,而是只有分页机制. // x86 也有分页机制

x86分段机制里面充斥着一些比较复杂的概念.
    段寄存器
    各种段描述符 // 1个描述符 8个字节
    各种门描述符(包括中断门)
    各种描述符表和 表基寄存器
    描述符中的 选择子
x86 的 权限管理(特权级ring0-3) 也和分段基址有扯不开的关系. // 但是 x86_64 弱化段模式管理,保留权限概念, TODO

现在 x86/x86_64 linux 完成系统调用的时候,仍然要通过中断门.
    一个syscall过后,过程中包含了 复杂过程(受硬件 和 软件设置的 表基址寄存器IDTR 和 中断门描述符和它索引的段描述符 影响),然后才进入内核的异常向量表
而 riscv-linux 完成系统调用的时候,非常简单
    一个ecall过后,过程中包含了 简单过程(受硬件 和 软件设置的 mtatus mie mtvec 寄存器影响),然后就进入内核的异常向量表