1. 内存寻址概述

1.1 图灵机

• 内存寻址的历史某种程度上来说就是现代计算机的历史。从最早的图灵机说起。如下图：
  
• 输入，输出，状态转移函数是图灵机的三要素，图灵机通过纸带完成内存寻址。
• 图灵机是现代计算机的鼻祖。

1.2 冯诺依曼体系结构

• 冯诺依曼体系核心思想：数据连续存储和选择读取思想。
• 计算机背后的核心问题之一，就是如何有效的进行内存寻找，因为所以数据运算的前提都是需要从内存中取得数据。冯诺依曼体系给出了一种解决方案。

1.3 CPU体系结构关系图

1.4 x86架构不同内存寻址的时期

1.4.1 原始时期——>4位寻址

• 这是由intel在1971年推出的4bit的处理器，这里不多做介绍

1.4.2 石器时期——>8位寻址

• intel8080是intel在1974推出的一款地址总线16bit，数据总线8bit的处理器，当时还没有段的概念，访问内存必须给出绝对地址，且重定位也不方便。

1.4.3 青铜时期——>16位寻址(段概念引入)

• Intel8086是Intel在1978年推出的16bit的处理器，这个时候就引入了段的概念。
• 由于8086需要寻址范围为1M所以其地址总线为20bit，而数据总线只有16bit所以其需要将1M大的空间分为数个64kB的段来管理。
• 段描述了一块有限的内存区域，区域的起始位置存在专门的寄存器，也就是段寄存器中。
  

1.4.3.1 8086的寻址方式

• 8086，如何通过16bit的地址寻址到1M的地址空间如图
  
• 8086的寻址过程其实就是将16位的段地址左移4位后与16位段偏移地址相加得到了20位的内存地址。也就是从16位内存地址到20位实际地址的转换，或者叫“映射”。这种模式也叫“实模式”。

1.4.4 白银时期——>24位寻址(保护模式的引入)

• intel80286是Intel1982年推出的一款内部和外部数据总线皆为16位，地址总线24位，可寻址16MB内存芯片。80286的推出是实模式和保护模式CPU分水岭。
• 此时引用了保护模式，cpu不在能直接访问段寄存器获得段的起始地址，而是需要通过额外的转换和检查。

1.4.5 黄金时期——>32,64位寻址

• inteli386是一个32位的cpu，其寻址能力达到4GB。
• intel在段机制的基础上增加保护模式，使段寄存器虽然还是16位但是在保护模式下，它的段范围不再受限于64K，可以达到4GB。
• 自i386推出后，后续cpu无论是32位还是64位都是在现有的基础上改进和加强，并无本质区别，所以i386以后的cpu被统称为x86架构。

2. 实模式和保护模式

2.1 实模式和保护模式寄存器对比

• 可以看出实模式和保护模式在寄存器上有很大的差异。
• 在状态和控制寄存器中，有用于分页的寄存器cr0-cr3。

2.2 保护模式下的页表寄存器

• 页表寄存器有CR0-CR3这里主要介绍CR0寄存器。
• CR0包含了6个预定义的标志，这里介绍内核中用到的0位和31位。
• 0位是保护允许位PE（protedted enable）主要是用于启动保护模式。
• 31位是分页允许位（paging enable），表示芯片上的分页部件允许工作。
• PG位和PE位比较可以很容易得出下表：

PG	PE	方式
0	0	实模式, 8080操作
0	1	保护模式, 但不允许分页
1	0	出错
1	1	允许分页的保护模式

3. 问题

3.1 为什么要引入保护模式?

• 因为随着计算机不断发展，人们必将不再满足于，CPU只跑一个程序。这不可避免的就会出现两个程序，地址冲突的问题。这时可以将内存地址抽象化的保护模式方案就应运而生啦，程序员不需要在关心地址冲突的问题，而是交个系统管理。

3.2 保护模式到底保护什么？

• 内存保护
  根据上述详细的解析，我们可以知道，保护模式针对内存的保护主要有以下几方面：

  1. 分段、分页将内存切分，让每个进程独有内存空间，限定和保护整个物理内存
  2. 通过分段机制实现线性地址对物理地址的隐藏，通过分页机制实现虚拟地址对物理地址的隐藏，他们都实现了对物理地址的保护
  3. 通过段描述符、页表项属性的描述，提供了不同划分级别下内存块的属性保护
  4. 通过特权级与栈切换，实现了不同层级程序切换时的保护
     保护模式下中断描述附表的引入，让中断的切换和处理也被保护起来，包括中断处理程序使用的内存、特权级等

• IO 的保护

  1. 通过 eflags 上的 IOPL 特权级与 TSS 指向的 IO 位图，IO 敏感操作也具有了严格的权限限制

  2. IO 端口被保护了起来，不同特权级的程序能使用的 IO 端口不同，不同一个特权级内，不同的进程能够使用的 IO 端口也不同，这样就实现了最细粒度的 IO 保护

3.3 为什么能达到保护这些对象的目的？

• 在保护模式下，内存以4Kb为粒度称为页，每个页表项都有自己的属性，用来达到保护对象的目的。
• 此外保护模式下，还有特权级的概念，并规定低特权级不能访问高特权级，而高特权级可以访问低特权级。

4.参考文献

• 深入理解linux内核第二章
• 保护模式究竟“保护”了什么

1.内存寻址

• 逻辑地址

包含在机器语言中用来 指定一个操作数或者一条指令的地址。

每个逻辑地址由一个段segment 和 偏移量offset 组成，偏移量表示从段开始的地方到实际地址之间的距离。

• 线性地址（虚拟地址)

是一个32位无符号整数，可以用来表示高达4GB的地址，常用十六进制数表示，0x00000000~0xffffffff

• 物理地址

用于内存芯片级内存单元的寻址，与从微处理器的地址引脚发送到内存总线上的电信号相对应。

 

内存控制单元MMU：

======逻辑地址 ====》 【分段单元】 ====线性（虚拟）地址====》【分页单元】===物理地址===》

 

2.硬件中分段

2.1段选择符和段寄存器

逻辑地址由 段标识符 和 一个指定段内相对地址的偏移量 组成。

段标识符是一个16位长的字段，称为段选择符。

偏移量时一个32位长的字段。

 

段寄存器目的是存放段选择符，有以下段寄存器：

CS：代码段寄存器 code

SS：栈段寄存器 stack 

DS：数据段寄存器 data

ES,FS,GS段寄存器一般用途，指向任意的数据段

 

2.2 段描述符

每个段由一个8字节的段描述符表示，描述了段的特征。

段描述符放在全局描述符表GDT 或 局部描述符LDT 中。

linux中被广泛采用：代码段描述符，数据段描述符，任务状态段描述符（TSSD），局部描述符表描述符（LDTD）。

2.3分段单元

分段单元将逻辑地址转化为线性地址，分段单元执行以下操作：

• 检查段描述符TI字段，以决定段描述符保存在GDT or LDT 描述符中。
• 从段选择符的index字段计算段描述符的地址，index字段乘以8，并和 gdtr 或 ldtr 寄存器中的内容相加。
• 将逻辑地址的偏移量与段描述读base字段的值相加得到线性地址。

 3.Linux中的分段

重要结论：linux 下逻辑地址和线性地址一致。

4.硬件中分页

线性地址内分成以固定长度为单位的组，称为页，页内部连续的线性地址呗映射到连续的物理地址中。这样内核可以指定一个页的线性地址被映射到连续的物理地址中。

分页单元将所有的RAM分成固定长度的 页框page frame（物理页），每一个页框包含一个页。

页表将线性地址映射到物理地址。

3.1常规分页

线性地址的转化分为两步完成，每一步都基于一种转换表。

第一种转换表称为页目录表；

第二种转换表称为页表。

使用这种二级模式的目的在于 减少每个进程页表所需要的额RAM数量。

 

每一个活动进程必须有一个分配给它的页目录。但是没有必要马上为进程的所有页表项都分配RAM，只有在进程实际需要一个页表项的时候才给该页表项分配RAM，这样更有效率。

3.2扩展分页

扩展分页允许页框大小为4MB而不是4KB。其用于把大段连续的线性地址转换为相应的物理地址，在这些情况下，内核可以不用中间页表进行地址转换，从而节省内存保留TLB项。

 

 

3.3硬件高速缓存

微处理器的时钟频率接近几个GHz,而动态RAM（DRAM）芯片的存取时间是时钟周期的数百倍，这将导致从RAM中存取操作时，CPU可能等待很长的时间。

而硬件高速缓存内存 可以缩小 CPU 与 RAM 之间的速度不匹配。

当访问一个RAM存储单元时，CPU从物理地址中提取子集的索引号并把子集中所有行标签与物理地址的高位进行比较，若发现某一行的标签与这个物理地址的高位相同，则CPU命中一个高速缓存 cache hit.

当命中的时候，高速缓存控制器根据存取类型执行不同的操作。

读操作：控制器从高速缓存行中选择数据并送到CPU寄存器，而不需要访问RAM而节约CPU时间。

写操作又分为通写和读写：

通写：控制器总是即写RAM也写高速缓存行，为了提高写操作的效率关闭高速缓存。

回写：只更新高速缓存行，不改变RAM内容，提供了更快的功效。

 

3.4转换后援缓存器 TLB

其目的在于加快线性地址的转换。当一个线性地址被第一次使用时，通过慢速访问RAM中的页表计算出相应的物理地址，同时物理地址呗存放在一个TLB表项中。

在多处理系统中，每个CPU都有自己的TLB，也称为 该CPU的本地TLB.

 

4.Linux中的分页

4.1物理内存布局

在初始化阶段，内核必须建立一个物理地址映射来指定物理地址范围内对内核可用而哪些不可用，内核将下列页框标记为保留（保留页框中的页绝不能被动态分配或交换到磁盘上）：

• 在不可用的物理地址范围内的页框。
• 含有内核代码和已初始化的数据结构的页框。

4.2进程页表

进程的线性地址空间分成两部分：

• 从0x00000000到0xbfffffff的线性地址，无论进程运行在用户态还是内核态都可以寻址。
• 从0xc0000000到0xffffffff的线性地址，只有内核态的进程才能寻址。

当进程运行在用户态时，它产生的线性地址小于0xc0000000；

当进程运行在内核态时，它执行内核代码，所产生的地址大于等于0xc0000000.

但是在某些情况下，内核为了检索或存放数据必须访问用户态线性地址空间。

4.3内核页表

内核维持着一组自己使用的页表，驻留在所谓的主内核页全局目录中，系统初始化之后，这组页表从未被任何进程或者任何内核线程直接使用。

第一个阶段，内核创建一个有限的地址空间，包括内核的代码段，数据段，初始化页表和用于存放动态数据结构的共128KB的空间。

第二个阶段，内核充分利用剩余的RAM并适当的建立分页表。

4.4固定映射的线性地址

至少128MB的线性地址总是留作他用，因为内核使用这些线性地址实现 非连续内存分配 和 固定映射的线性地址。

4.5处理硬件高速缓存和TLB

内核使用硬件高速缓存和转换后援缓存器TLB来提高计算机结构体系性能。

 

开篇必看

       首先很抱歉前段时间因期末考试而很长一段时间没有更新文章，时隔四十二天终于又水了一篇文章。最近刚学了一部分关于汇编的基础知识，逐渐感受到了汇编这门语言中的巧妙之处，要学好这门语言对计算机最基础的知识是必不可少的，这也是我在学习过程中参透的很关键的一点。所以今天这篇文章就向大家介绍一下CPU在内存中是如何寻址的。

寄存器介绍

       寄存器是CPU中非常非常中的其中一个组成部分，它在CPU中负责信息的存储，就好比你吃的外卖中的盒子一样，装外卖的盒子就是寄存器，里面的食物就是数据，当然也可能是指令，因为在CPU中数据和指令其实都是一样的，就像点的麻辣烫外卖一样，丸子可以是数据，青菜又可以是指令，然而它们都装在盒子里都是食物，好的回过头来，继续说这个盒子。商家的店铺就可以看作是CPU，而一个一个送出去的外卖的外卖盒子就是寄存器，寄存器中存放着好吃的麻辣烫，好的这就是我对寄存器的一个不靠谱的解释。

寻址过程

       假如现在厨师已经把所有的外卖都做好并且装到盒子里面打包完毕，老板却突然发病要把其中一份外卖找到然后把里面的肉丸子都取出来老板自己吃光。针对这一个老板发病厨师被迫照做因为不照做会扣工资的事件就是CPU在内存中寻址的过程。当然这也是我不靠谱的解释，那么针对当时案发现场的具体情况是什么样的呢？且看下图

       那么我们如何帮助厨师去找到这份外卖呢？在8086CPU中，也就是这个厨师的名字叫8086，他有两只手，一只手可以查看8份外卖，那么两只手就可以看16份外卖，这里的每一份外卖都是用16进制来表示，但是这个厨师也有点问题，导致它查看的外卖的位数不够，不够了怎么办，老板给他一个神奇的机器，这个机器可以让他查看20位的外卖，有了这个神器后厨师终于找到了哪份外卖。看到这里是不是觉得我讲了很多却又什么都没讲，接下来要说的内容就是CPU究竟是如何去寻址。假设厨师的左手叫段地址，右手叫偏移地址，外卖放的位置叫物理地址，那么这个过程就是：段地址x16+偏移地址=物理地址。也可以通俗的理解成：左手x16+右手=外卖。话糙理不糙，当然这是有一个前提条件的，就是这个厨师的名字叫8086。知道了这个寻址条件后，那么它的详细步骤就很好理解了。首先CPU将它的段地址x16+偏移地址计算出要寻址的物理地址，随后将物理地址经过一系列部件后通过总线传输到内存中，内存随后将物理地址内存空间中存放的内容再通过总线传送到CPU内部当中，之后再经过CPU的功能对这部分数据做一个处理，这就是CPU在内存中具体的寻址方式。

有彩蛋，很关键！！！

       2022年新的一年开始了，虽然跨年还是一个人过的，但是今年我却想干一件不是一个人完成的事情（不是找对象）。经过了一段时间的学习，我也算是半个入门人了，虽然学的不是那么的好，身边周围大佬云集，也一直在向他们学习。所以呢，就趁现在我想把有志同道合，有奉献精神，想一起学习一起进步，一起干一番大事业的人汇聚在一起交流一下。个人在学习路上是艰难的，是困苦的，这一点我深有体会。所以为了大家也是为了我的不断进步，由此建立了“冥王星”知识星球，知识星球是一个类似社交论坛类的App，当然这里我不是打广告，可以在应用商店里面下载，也可以在微信小程序中搜索，扫描下面二维码，进入星球一起学习吧！