Linux中的段
Intel 微处理器的段机制是从8086 开始提出的， 那时引入的段机制解决了从CPU 内部 16 位地址到20 位实地址的转换。为了保持这种兼容性，386 仍然使用段机制，但比以前复杂。 因此，Linux 内核的设计并没有全部采用Intel 所提供的段方案，仅仅有限度地使用 了一下分段机制。这不仅简化了Linux 内核的设计，而且为把Linux 移植到其他平台创造了 条件，因为很多RISC 处理器并不支持段机制。但是，对段机制相关知识的了解是进入Linux 内核的必经之路。
从2.2 版开始，Linux 让所有的进程（或叫任务）都使用相同的逻辑地址空间，因此就 没有必要使用局部描述符表LDT。但内核中也用到LDT，那只是在VM86 模式中运行Wine 时， 即在Linux 上模拟运行Windows 软件或DOS 软件的程序时才使用。
linux的GDT
Linux 在启动的过程中设置了段寄存器的值和全局描述符表GDT 的内容，段的定义在include/asm-i386/segment.h 中：
代码语言：javascript复制#define __KERNEL_CS 0x10 /* 内核代码段, index=2,TI=0,RPL=0 */
#define __KERNEL_DS 0x18 /* 内核数据段, index=3,TI=0,RPL=0 */
#define __USER_CS 0x23 /* 用户代码段, index=4,TI=0,RPL=3 */
#define __USER_DS 0x2B /* 用户数据段, index=5,TI=0,RPL=3 */从定义看出，没有定义堆栈段，实际上，Linux 内核不区分数据段和堆栈段，这也体现 了Linux 内核尽量减少段的使用。因为没有使用LDT，因此，TI=0，并把这4 个段都放在GDT 中, index 就是某个段在GDT 表中的下标。内核代码段和数据段具有最高特权，因此其RPL 为0，而用户代码段和数据段具有最低特权，因此其RPL 为3。可以看出，Linux 内核再次简 化了特权级的使用，使用了两个特权级而不是4 个。
全局描述符表的定义在arch/i386/kernel/head.S 中：
代码语言：javascript复制ENTRY(gdt_table)
.quad 0x0000000000000000 /* NULL descriptor */
.quad 0x0000000000000000 /* not used */
.quad 0x00cf9a000000ffff /* 0x10 kernel 4GB code at 0x00000000 */
.quad 0x00cf92000000ffff /* 0x18 kernel 4GB data at 0x00000000 */
.quad 0x00cffa000000ffff /* 0x23 user 4GB code at 0x00000000 */
.quad 0x00cff2000000ffff /* 0x2b user 4GB data at 0x00000000 */
.quad 0x0000000000000000 /* not used */
.quad 0x0000000000000000 /* not used */
/*
* The APM segments have byte granularity and their bases
* and limits are set at run time.
*/
.quad 0x0040920000000000 /* 0x40 APM set up for bad BIOS's */
.quad 0x00409a0000000000 /* 0x48 APM CS code */
.quad 0x00009a0000000000 /* 0x50 APM CS 16 code (16 bit) */
.quad 0x0040920000000000 /* 0x58 APM DS data */
.fill NR_CPUS*4,8,0 /* space for TSS's and LDT's */从代码可以看出，GDT 放在数组变量gdt_table 中。按Intel 规定，GDT 中的第一项为 空，这是为了防止加电后段寄存器未经初始化就进入保护模式而使用GDT 的。第二项也没用。 从下标2～5 共4 项对应于前面的4 种段描述符值。对照图2.10，从描述符的数值可以得出：
- 段的基地址全部为0x00000000；
- 段的上限全部为0xffff；
- 段的粒度G 为1，即段长单位为4KB；
- 段的D 位为1，即对这4 个段的访问都为32 位指令；
- 段的P 位为1，即4 个段都在内存。
由此可以得出，每个段的逻辑地址空间范围为0～4GB。读者可能对此不太理解，但这种设置既简单又巧妙。因为每个段的基地址为0，因此，逻辑地 址到线性地址映射保持不变，也就是说，偏移量就是线性地址，我们以后所提到的逻辑地址 （或虚拟地址）和线性地址指的也就是同一地址。看来，Linux 巧妙地把段机制给绕过去了， 而完全利用了分页机制。
从逻辑上说，Linux 巧妙地绕过了逻辑地址到线性地址的映射，但实质上还得应付Intel 所提供的段机制。只不过，Linux 把段机制变得相当简单，它只把段分为两种：用户态（RPL ＝3）的段和内核态（RPL=0）的段。另外，用户段和内核段的区别也仅仅在其 RPL 不同，因此内核根本无需访问描述符投影寄存器，当然也无需访问GDT，而仅从段寄存器 的最低两位就可以获取RPL 的信息。Linux 这样设计所带来的好处是显而易见的，Intel 的分 段部件对Linux 性能造成的影响可以忽略不计。
按Intel 的规定，每个进程有一个任务状态段（TSS）和局部描述符表LDT，但Linux 也 没有完全遵循Intel 的设计思路。如前所述，Linux 的进程没有使用LDT，而对TSS 的使用也 非常有限，每个CPU 仅使用一个TSS。
通过上面的介绍可以看出，Intel 的设计可谓周全细致，但Linux 的设计者并没有完全 陷入这种沼泽，而是选择了简洁而有效的途径，以完成所需功能并达到较好的性能为目标。
段寄存器与段选择子
段寄存器CS 、DS 、ES 、FS 、GS 、SS ，在实模式下时，段中存储的是段基地址，即内存段的起始地址。 而在保护模式下时，由于段基址已经存入了段描述符中，所以段寄存器中再存放段基址是没有意义的，在段寄 存器中存入的是一个叫作选择子的东西– selector。用此索引值在段描述符表中索引相应的段描述符，这样，便在段描述符 中得到了内存段的起始地址和段界限值等相关信息。
由于段寄存器是16 位，所以选择子也是16 位，在其低2 位即第O～ 1 位， 用来存储RPL，即请求特权级，可以表示0、1 、2 、3 四种特权级。在选 择子的第2 位是TI位，即Table Indicator，用来指示选择子是在GDT 中，还是LDT 中索引描述符。TI 为0 表示在GDT 中索引描述符， TI 为1 表示在LDT 中索引描述符。选择子的高13 位，即第3～ 15 位是 描述符的索引值，用此值在GDT 中索引描述符。
学而不思则罔
计算机系统从最初发展到现在，硬件、软件都在发展着，而且二者的发展有些地方是目的相同的。例如多任务这个方向，内存管理是实现多任务的必要条件，硬件在这方面的发展是MMU去支持内存管理，而软件的发展就是内核去配合MMU，从而才能实现内存管理的虚拟空间、分页。
分析新处理器上的内核代码时，可以分析处理器新功能带来的更新。例如arm处理器，由于arm处理器架构比较灵活，一般说arm寄存器并没有内存管理相关的寄存器，只说7种模式下的16个寄存器，其实arm的内存管理需要协处理器CP15去支持。另外arm处理器的内存管理也没有段机制，直接就是页机制。
参考
- linux-segment
