内存管理与保护模式

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1、内存管理与保护模式本实验讨论x86采用的内存管理模式：从分段实模式到分段保护模式，再到分页虚拟内存管理，并介绍进入保护模式、启动分页机制、以及获取内存大小的基本方法。1x86的内存管理内存的分段（segmentation）管理符合程序的逻辑结构，利于程序的保护和动态控制。分页（paging）则最适合虚拟内存的管理需要。目前主流操作系统的内存管理采用的是分页方法（如类Unix），也有采用段页式的（如Wiondows）。Intel8086支持不带保护功能的分段内存管理，80286开始引入带保护功能的分段内存管理，80386又引入了支持虚拟内存的分页内存管理，但其分页是建立在分段基础

2、上的。IA-32和x64处理器，都支持段页式内存管理。1.1实模式Intel的16位处理器8086，采用的是分段内存管理，CPU中有CS、DS、SS和ES四个16位段寄存器，作为基地址，分别用于生成代码、数据、堆栈和其他段的物理地址：20位物理地址=16位段寄存器值*16（或左移4位）+16位偏移量寻址空间只有（220=）1MB，最大段长为（216=）64KB。因为这样的CPU只能生成和访问真实的物理内存地址，所以被称为实地址模式（real-addressmode），简称为实模式（realmode）。不过这种分段方法并不是现代的分段技术，没有提供任何内存保护功能，不能阻止内存的

3、越界访问。而且8086CPU也没有提供任何特权分级，谁都可以任意改变CS、DS和SS寄存器中的值，从而可以执行/访问内存任何地址的指令/数据，完全没有安全可言。因此在8086CPU上，是不可能构建现代操作系统的。1.2保护模式1982年推出的16位的80286处理器，在x86体系中首次引入了（分段式的）内存保护机制，称之为保护模式（protectedmode）。不过80286的保护模式只支持24位的地址空间（最多只能访问16MB内存）和16位的界限大小（最大段长为216=64KB或216+8=224=16MB），且只能从实模式进入保护模式，而不能从保护模式返回实模式。1985年

4、推出的32位的80386处理器，其保护模式支持32位的地址空间，寻址空间达到（232=）4GB。但是为了与分段式的8086兼容，80386并没有使用简单的线性地址空间，而是采用了基于分段的分页内存管理方法（其中的分页管理是80386新增加的）。这里的分段是必须的，分页则是可选的。1．分段分段将处理器可寻址的内存空间（称为线性地址空间）划分为较小的受保护的地址空间（称为段），段可用于容纳程序的代码、数据和堆栈，或系统的数据结构（如TSS或LDT）。可以为每个运行的程序指派各自的段集。分段机制还允许将段分类，从而可限制在某个特定段类上能够执行的操作。为了定位特定段中的字节，必须提供

5、一个逻辑地址（也称为远指针），它包含一个段选择符和一个偏移量。段选择符是段唯一的标识符，它提供段描述符在描述符表中的偏移量。段描述符指定段的大小、访问权限和特权级、段类型、段在线性地址空间中的起始地址（基址）。段的基址+偏移量=处理器线性地址空间中的线性地址。2．分页如果不使用分页，则IA-32处理器的线性地址空间直接映射到处理器的物理地址空间，不支持虚拟内存管理。对IA-32处理器，只有分页机制才支持虚拟内存，使处理器的线性地址空间可以大于内存的物理地址空间。但是IA-32处理器的分页是建立在分段的基础之上的，即IA-32处理器采用的是段页式内存管理方法。在使用分页管理时，每

6、个段被分成若干等长的页（对IA-32处理器，典型的页帧大小是4KB），这些页可以存放在内存中，也可以存放在磁盘上（即支持虚拟内存）。当程序或任务试图访问线性地址空间中的地址位置时，处理器利用页目录和页表，将线性地址转换为物理地址。为了节省内存空间，IA-32处理器采用的是两级分页方式。如果采用单级分页，对4KB（=212）页帧大小和4GB地址空间，需要1M（=220）个表项，每个表项4B则整个页表就需要4MB空间。由于一般的进程并不需要使用整个4GB的空间，所以大多数表项都空着的，非常浪费。如果采用二级分页，一级为页目录（PageDirectory，PD），有（210=）102

7、4个页目录项（PageDirectoryEntry，PDE）。每个页目录项指向一个二级页表（PageTable，PT），它也有（210=）1024个页表项（PageTableEntry，PTE），总共也是（1024*1024=220=）1M个页。但对空页目录项，不必创建其对应的页表，可以节省空间。31222112110页目录项序号dir页表项序号table页帧内偏移量offset4KB分页时的线性地址格式311211109876543210页表起始物理地址的高20位IgnoredPSIgnA