新学期开始，读 linux 0.11 代码注释，

不定期更新自己觉得有必要注意的东西，希望自己可以坚持

对于linux 0.11内核，系统设置全局描述符表 GDT 中的段描述符项数最大为256，

其中 2 项空闲，2 项系统使用，

每个进程使用两项。因此，此时系统可以最多容纳 (256-4)/2 + 1=127 个任务，

并且虚拟地址范围是 ((256-4)/2)* 64MB约等于 8G。

但0.11内核中人工定义最大任务数 NR_TASKS = 64 ，

每个进程虚拟地址（或线性地址）范围是 64M(2^26 字节)，

并且各个进程的虚拟地址起始位置是（任务号-1）*64MB。

因此所使用的虚拟地址空间范围是64MB＊64=4G.



[ 本帖最后由 madfrogme 于 2012-10-3 23:06 编辑 ]

页目录和页表的结构是一样的， 表项结构也相同。

页目录表中的每个表项（简称页目录项）（4字节）用来寻址一个页表，

而每个页表（4字节）用来指定一页物理内存页。

因此，当指定了一个页目录和一个页表项，

我们就可以唯一地确定所对应的物理内存页。

页目录表占用一页内存，因此最多可以寻址1024个页表。

而每个页表也同样占用一页内存，因此一个页表可以寻址最多1024个物理内存页面。

这样在80386中，一个页目录表所寻址的所有页表共可以寻址

1024 * 1024 * 4096 = 4G 的内存空间。 在linux 0.11 内核中，

所有进程都使用一个页目录表， 而每个进程都有自己的页表。


[ 本帖最后由 madfrogme 于 2012-10-3 23:07 编辑 ]

线性地址的位31-22 共10个比特用来确定页目录中的目录项，

位21 -12 用来 寻址页目录项指定的页表中的页表项，

最的12 个比特正好用作页表项指定的一页物理内存的偏移地址（2 ^12 = 4096）

剩下4G拿来干什么我暂时没法清楚的解释，但我感觉到的问题是

现在的linux内核每一个进程都能寻址4G的空间，

但0.11 的每个进程都只有64MB的寻址空间，

用一个4G的虚拟空间就能容得下64个进程且不互相打扰，这和现在的虚拟空间明显不同，只是我也解释不清楚

很明显当时的物理内存不会有那么大，所以只是一个对虚拟地址理解的问题了，我感觉。

互相学习

这几张图应该是基础，等我慢慢深入理解下去，尽量把细节也表现出来

[ 本帖最后由 madfrogme 于 2012-9-29 02:17 编辑 ]

以下内容应该不局限在0.11内核， 地址转换发生在两处， 实模式中和保护模式中

实模式中
逻辑地址(logical address) ： segment : offset
计算方式： segment address * 16 + offset
比如：
FFFF : 0001 则结果是 FFFF * 16 + 0001 = FFFF1

保护模式中
段寄存器（segmentation registers）
逻辑地址： segment identifier : offset
其中segment identifier 就是16位的 segment selector
offset 为 32位

可以从处理器的段寄存器（segment registers）中快速获得segment selector
总共有六个这样的寄存器
CS：code segment
DS : data segment
SS : stack segment
FS :
GS :
其中CS 寄存器有2 位 用来指定CPU 的 CPL (Current Privilege level)，0到3
linux中使用0 表示内核模式， 3表示用户模式

其中13个位的index 是GDT/LDT 的入口(entry pointer)
所以说每个段寄存器(segment register)都会被映射到处理器中一个不可编程的寄存器（non programmable register ）
从而把你引向段描述符（Segment descriptor）

段描述符( segment descriptor )
每个段（segment）都会通过8个字节的段描述符（segment descriptor）来表示
他们被存在GDT或LTD 中（Global descriptor table 和 Local descriptor table）
一般一个CPU有一个GDT， 但每个进程都会有自己的LDT

[ 本帖最后由 madfrogme 于 2012-9-29 11:08 编辑 ]

迟迟不敢下手GDT，继续巩固周边概念
Segment
a logically contiguous chunk of memory with consistent properties (CPU's speaking)

Segment Register
a register of your CPU that refers to a segment for a special use (e.g. SS, CS, DS ...)

Selector
a reference to a descriptor you can load into a segment register;
the selector is an offset of a descriptor table entry.
These entries are 8 bytes long, therefore selectors can have values 0x00, 0x08, 0x10, 0x18, ...

Descriptor
a memory structure (part of a table) that tells the CPU the attributes of a given segment

[ 本帖最后由 madfrogme 于 2012-9-29 11:32 编辑 ]

下面的内容不是对0.11内核的讨论。是对更一般的linux的讨论

在保护模式中，逻辑地址由一个16位的段选择子（Segment Selector） 和一个32位的偏移量（Offset）构成，

而段寄存器（Segmentation registers）只能存储16位的段选择子（Segment Selector）.

所以为了加快从逻辑地址到线性地址的转换，80x86处理器提供了额外的不可编程（nonprogrammable）寄存器，

每个不可编程寄存器（nonprogrammable register）里面都是一个8字节的段描述符（Segment Descriptor）,

这8字节的段描述符是由相应段寄存器（segmentation register）中的段选择子（Segment Selector）决定的。

每次当一个段选择子（Segment Selector）被 加载到一个段寄存器（segmentation register）中时，

相应的段描述符（Segment Descriptor）就会从内存中被加载到相应的不可编程（nonprogrammable）CPU寄存器中。

之后，对段（Segment）的逻辑地址的转换工作就不需要依靠再去访问主内存中的GDT或是LDT了。

因为段描述符（Segment Descriptor）为8字节，

所以它在GDT或者LDT中的相当地址可以通过用 8 乘以 段选择子（Segment Selector）中的那13位来获得。

比如GDT的地址为0x00020000(GDT的地址存储在gdtr寄存器中）并且段选择子（Segment Selector）的那index 的13位 指定的值为2，

于是相应的段描述符的地址就是 0x00020000 + (2 * 8 ) , 结果是0x00020000。

GDT的第一个入口（first entry）永远都被设为0，这就保证了一个空的段选择子（null Segment Selector）会被认为是无效的，

并且引起 processor exception。 GDT中可以存储的最多 8191个 段描述符（Segment descriptors）因为， 2^13 -1 为 8191



[ 本帖最后由 madfrogme 于 2012-9-29 17:27 编辑 ]

对的，目有错，段描述符位置的计算方法 是 下标（比如2）* 8 再加上 gdtr 中的值，就可以算出来了，

至于具体是什么样的数据结构，我看晚上能不能把它写出来，我也是在一点一点摸索

我在这里写的都是从四面八方搜集来的我觉得有用的东西，总体说来也算是归纳起来，给自己理清思路用的。

这几天我会主要看地址转换，过几天也就换主题了，就是人们说的好记性不如烂笔头

[ 本帖最后由 madfrogme 于 2012-9-29 19:02 编辑 ]

真细心啊，我确实快一个小时