x86保护模式下的内存分段的地址映射

阅读此文，先熟悉x86体系早期的实模式下的内存分段的地址映射。

正是由于在实模式下直接对物理内存进行读写，非常不安全，所以诞生了新的内存分段的映射方式，其目的就是对物理内存进行保护，而对内存进行保护需要注意的是一下三点：

1.内存的起始地址。

2.内存的长度。

3.内存的权限信息。

此时CPU的架构已经来到了32位，寻址能力达到了2^32=4G。此前的分段地址映射的模式已经不再适用，但是Intel x86的CPU为了能够保证整个体系向前兼容的能力，所以它并不能删除80386之前已有的CPU内部寄存器，如段寄存器CS,DS,SS。它的解决办法是对已有的段寄存器做出新的定义。

保护模式下内存分段的地址映射的模式：段描述符+段表。

其中段表是由段表项组成的，那么有多少个段表项？，段表项具体描述了什么信息？，每个段表项有多大字节？，段表的起始地址在哪里存放？，带着这些个问题，接下来一一分析。

(1)对段寄存器的重新定义，即段描述符：

从上图可以看到段表的下标的最大值为2^13=8192个，但是由于Linux内核使用了12个，那么剩余了8180个段表项可以被使用。

(2)因为8086中的段寄存器已经被重新定义，所以80386扩充了新的寄存器LDTR,GDTR寄存器，用于存放段表的起始地址。

(3)段表项是如何定义的？接下来看段表项描述符:

可以看到段表项大小为64位，即8字节大小。其中地址信息占用32位，描述段长度信息占用20，2^20=1M，但是具体能够描述多大的段，它的单位是由G位来决定的，G=0表示描述的单位是字节，即描述段大小位1MB。G=1表述描述的单位是一个页面4KB,此时1M*4KB=4GB，刚刚是32位下整个寻址空间大小。

x86保护模式下内存分段和内存分页的地址映射的工作流程：

1.通过段寄存右移三位，获得在段表中的下标。

2.根据段寄存的TI判断使用GTRD或LDTR。

3.从LDTR或GTRD中拿到段描述符表的起始地址。

4.如TI=0使用GDT, GDTRCS>>3.BaseAddress + IP(需要与length做比较，方式越界) = 线性地址，由于此处没有分页的机制，线性地址就是物理地址。可以直接进行访问了。