在讲解段式内存管理、页式内存管理之前，需要了解X86体系结构中的实模式和保护模式相关内容。

在 X86 架构诞生之初，其实是没有虚拟内存的概念的。1978 年发行的 8086 芯片是 X86 架构的首款芯片，它在内存管理上使用的是直接访问物理内存的方式，这种工作方式，有一个专门的名称，那就是实模式（Real Mode）。直接访问物理内存的工作方式让程序员必须要关心自己使用的内存会不会与其他进程产生冲突，为程序员带来极大的心智负担。

后来，CPU 上就出现虚拟内存的概念，它可以将每个进程的地址空间都隔离开，极大地减轻了程序员的负担，同时由于页表项中有多种权限保护标志，极大地提高了应用程序的数据安全。所以人们把 CPU 的这种工作模式称为保护模式（Protection Mode）。

从实模式演进到保护模式，X86 体系架构的内存管理发生了重大的变化，最大的不同就体现在段式管理和中断的管理上。我们会围绕这两个重点，让你彻底理解X86 体系架构下的内存管理演进。学会阅读 Linux 内核源码的段管理和中断管理的相关部分，还可以增加调试 coredump 文件的能力。
这里我们就按照时间顺序，从 8086 芯片中的实模式开始讲起。

8086 中的实模式

8086 芯片是 Intel 公司在 1978 年推出的 CPU 芯片，它定义的指令集对计算机的发展历程影响十分巨大，之后的 286、386、486、奔腾处理器等等都是在 8086 的基础上演变而来。这一套指令集也被称为 X86 指令集。

8086 的寄存器只有 16 位，我们也习惯于称 8086 的工作模式是 16 位模式。而且，后面的 CPU 为了保持兼容，在芯片上电了以后，还必须运行在 16 位模式之下，这种模式有个正式的名字，叫做实模式（Real Mode）。在实模式下，程序员是不能通过内存管理单元（Memory Management Unit, MMU）访问地址的，程序必须直接访问物理内存。

那实模式下，我们是怎么访问存储的物理地址的呢？

8086 的寄存器位宽是 16 位，但地址总线却有 20 位，这意味着 8086 的寻址空间是1M。但是在写程序的时候，我们是没有办法把一个地址完整地放到一个寄存器里的，因为它的寄存器相比地址少了 4 位。

为了解决这个问题，8086 就引入了段寄存器，例如 cs、ds、es、gs、ss 等。段寄存器中记录了一个段基地址，通过计算可以得到我们存储的真实地址，也就是物理地址。物理地址可以使用“段寄存器: 段内偏移”这样的格式来表示，计算的公式是：

物理地址 = 段寄存器 << 4 + 段内偏移

不过，在我们写汇编代码的时候，也不一定就要使用段寄存器来表示段基址，也可以使用“段基址: 段内偏移”这样的立即数的写法，比如你可以看下这个节选自 Linux 的bootsect 中的代码：

BOOTSEG = 0x7c0_start:jmpl $BOOTSEG, $start2start2:movw $BOOTSEG, %axmovw %ax, %ds...

这块代码里，它跳转的目标地址就是 0x7c0 << 4 + OFFSET(start2)。跳转成功以后，cs段寄存器中的值就是段基址 0x7c0，start2 的偏移值是 8，所以记录当前执行指令地址的 ip 寄存器中的值就是实际地址 0x7c08。

而且，这块代码里也包含了段基址和段内偏移值这种地址形式，这种包含了段基址和段内偏移值的地址形式有一个专门的名字，叫做逻辑地址。你可以看到，虚拟地址是一个整数，而逻辑地址是一对整数。所以说，在 8086芯片中，逻辑地址要经过一步计算才可以得到物理地址。

在 8086 中，cs 被用来做为代码段基址寄存器，比如上面示例代码中的 jmp 指令，跳转成功就会把段基址自动存入 cs 寄存器。ds 被用来做为数据段基址寄存器，你可以看看下面，这个代码：

INITSEG = 0x9000...movw $INITSEG, %axmovw %ax, %dsmovb $0x03, %ahxor %bh,%bhint $0x10movw %dx, (0)movb $0x88, %ahint $0x15movw %ax,(2)

上述代码的第 7 行执行 0x10 号 BIOS 中断，它的结果存放在 dx 寄存器中，然后第 8行，将结果存入内存 0x90000，9 至 11 行再把 0x15 号 BIOS 中断的结果存到 0x90002处。

在寻址时，我们并没有明确地声明数据段基址存储在段寄存器 ds 中，但是 CPU 在执行时会默认使用 ds 做为数据段寄存器。类似的还有 ss，它是做为栈基址寄存器，当我们在使用 push 指令的时候，要保存的数据会放在 ss:(sp) 的位置。

CPU 没有强制规定代码段和数据段分离，也就意味着，你使用 ds 段寄存器去访问指令，CPU 也是允许的。但在实际编程时，我们还是会把数据和代码分到不同的段里，并且将数据段的起始地址放到 ds 寄存器，把代码段的地址放到 cs 寄存器。这种按功能分段的管理内存方式就是段式管理。关于段式管理和页式管理的对比，我们稍后会加以介绍。

到这里 8086 的实模式，我们已经基本讲完了。8086 是最古老的 X86 芯片，在实模式下，它只能直接操作物理内存，非常不便于编程。接下来，我们把目光转向 X86 体系架构中的保护模式，它是实模式的进一步发展。

i386 中的保护模式

经过十年的发展，X86 CPU 迎来了历史上使用最广泛、影响力最大的 32 位 CPU，这就是i386 芯片。i386 与 8086 的一个很大的不同，就是它采用了全新的保护模式。这个体现在，i386 中的段式管理机制，相比 8086 发生了重大变化；同时，i386 芯片在段式管理的基础上，还引入了页式管理。

i386 在完成各种初始化动作以后，就会开启页表，从此程序员就不必再直接操作物理内存的地址空间了，代替它的是线性地址空间。而且由于段和页都能提供对内存的保护，安全性也得到了提升，所以这种工作模式被称为保护模式（Protection Mode）。i386 的保护模式是一种段式管理和页式管理混合使用的模式。

这里我们就来看一下相比 8086，段式管理在 i386 上有了哪些变化。

变化一：段选择子和全局描述符表

在 i386 上，地址总线是 32 位的，通用寄存器也变成 32 位的，这就意味着因为寄存器位数不够而产生的段基址寄存器已经失去了作用。

但是 i386 没有直接放弃掉段寄存器，而是将它进化成了新的段式内存管理。段寄存器仍然是 16 位寄存器，但是其中存的不再是段基址，而是被称为段选择子的东西。

相比 8086 芯片，i386 中多了一个叫全局描述符表（Global Descriptor Table, GDT）的结构。它本质上是一个数组，其中的每一项都是一个全局描述符，32 位的段基址就存储在这个描述符里。段选择子本质上就是这个数组的下标。具体你可以看看下面这张图：

GDT 的地址也要保存在寄存器里，这个寄存器就是 GDTR，这个做法和CR3 寄存器的做法十分相似。

在上面这张图中，CPU 在处理一个逻辑地址“cs:offset”的时候，就会将 GDTR 中的基址加上 cs 中的下标值来得到一个段描述符，再从这个段描述符中取出段基址，最后将段基址与偏移值相加，这样就可以得到线性地址了。这个线性地址就是我们上节课中所讲的虚拟地址。

得到线性地址以后，剩下的工作我们就非常熟悉了：由 CPU 的 MMU 将线性地址映射为物理地址，然后就可以交给地址总线去进行读写了。

变化二：段寄存器对段的保护能力增强

在 8086 中，段寄存器只起到了段基址的作用，对于段的各种属性并没有加以定义。例如，在实模式下，任何指令都可以对代码段进行随意地更改。

但在 i386 中，对段的保护能力加强了，我们先来看一下 i386 中段描述符（也就是 GDT中的每一项）的结构。

你会看到，描述符中除了记录了段基址之外，还记录了段的长度，以及定义了一些与段相关的属性，其中比较重要的属性有 P 位、DPL、S 位、G 位和 Type。我们接下来一个个来分析。

P 位是一个比特，指示了段在内存中是否存在，1 表示段在内存中存在，0 则表示不存在。

DPL，占据了两个比特，指的是描述符特权级，英文是 Descriptor Privilege Level。Intel规定了 CPU 工作的 4 个特权级，分别是 0、1、2、3，数字越小，权限越高。

以 Linux 为例，Linux 只使用了 0 和 3 两个特权级，并且规定 0 是内核态，3 是用户态。特权级的切换是比较复杂的一种机制，但 Linux 只使用了中断这一种，后面我们会再讲到中断。

在操作系统中，页式内存管理是非常重要的内容，页式内存管理，引出了多任务程序设计的基础。

段式内存管理回顾

我们知道计算机上电之后，会实模式跳转到保护模式的。那么这个保护模式，是保护什么的？

这里的保护模式是保护内存段的，在X86处理器中内置的保护模式，一旦保护模式打开，那么某一段内存的访问就是受限的，这里的受限就是指受保护的。保护模式就是来保护一段连续的内存空间，这里的一段连续的内存空间，我们简称为段。

这里的"段"具体指什么？

一段连续的内存空间。

为什么会有段式内存管理

1. 程序的各个部分相对独立(如：数据段，代码段)，代码段在运行的过程中会访问数据段，但是代码段和数据段时独立的。
2. 早期X86处理器无法通过一个寄存器访问所有的内存单元
3. 解决早期程序运行时的重定位问题

段式内存管理的应用

1. 在X86系列处理器中，硬件对段式内存管理进行了直接支持。
2. 另外，段式内存管理也可以使用纯软件实现。
3. 核心：段首地址+段内偏移地址 = 内存单元地址

段式内存管理在C语言中的体现

1. 数组的本质：一片连续的内存(段)
2. 数组名(array)：数组的起始内存地址(段地址)
3. 数组元素的访问：array[i]  <--> *(array + i)
4. 第i个元素的地址：array(段地址) + i(偏移地址)

操作系统中只使用段式内存管理是否足够？

软件硬件技术发展

硬件技术

1. 计算机部件独立化(硬件接口相同，可以任意组装)
2. 计算机配置差异化(各个部件硬件参数不同，如：内存容量)

软件技术

1. 应用程序出来的问题越来越复杂(解决实际问题)
2. 应用程序运行需要的资源越来越多(物理内存可能无法满足，所以就诞生了虚拟内存管理)

问题

应用程序规模越来越大，导致多数时候无法全部加载进内存，如何解决？

可行解决方案：按段加载(局部性原理)

1. 不管应用程序规模多大，在某个很短的时间范围内存，程序总是在某个局部运行。
2. 只将当前程序运行需要的段加载进内存。
3. 当某个段不再需要使用，立即从内存中移除。

按断加载可能带来的问题

1. 段的大小不确定，某些应用程序很复杂，可能一个段的大小就会大于实际的物理内存。有可能程序中的某一个局部的内存段就会大于实际的物理内存，那么这个局部的内存段就没有办法加载到内存中去，那么这个程序就没有办法运行了。
2. 段加载时需要具体的长度信息，导致效率不高。

有更进一步的解决方案是，在段的基础上，进行分页。

更进一步的解决方案：内存分页

1. 页指的是固定大小的内存片(4KB)
2. 每一个内存段由多个页组成
3. 页是进行内存管理的基本单位(加载页，换出页)

应用程序数据段、代码段、堆栈段 是相对独立的。

每个段都是有各个页组成的

代码段在运行过程中，会去加载数据段的内容，也会去加载堆栈段的内容。

生活中“段页式”应用

大多数情况下，书都采用“段页式”的方法进行内容编排。

书是由一章一章组成的，一章一章不固定，然后一章一章是由页组成的。

章的大小不固定，就相当于程序中的段，页的大小固定，相当于程序中的页。

进阶虚拟存储技术

1. 实模式下所使用的是什么地址空间？物理地址空间
2. 保护模式下所使用的是什么地址空间？偏移地址(线性地址)空间，保护模式下，都是由段地址 + 段内偏移地址 组成的
3. 如何分离不同应用程序所使用的内存空间？提前分页规划好
4. 程序运行需要的内存大于实际物理内存该怎么办？分页，按页加载

内存分页的意义

虚拟内存空间(逻辑地址)：程序执行时内部所使用的内存空间(独立于其他程序)

物理内存空间(物理地址)：物理机器所配置的实际内存空间(所有程序共享)

虚拟地址(逻辑地址)需要进行转换(内存映射)才能得到对应的物理地址。

这个转换(内存映射)是怎么进行的？

页式内存管理中的地址

地址 = 页号 + 页内偏移

1. 逻辑地址(虚拟地址) = 逻辑页号(虚拟页号) + 页内偏移
2. 物理地址 = 物理页号 + 页内偏移
3. 地址转换时仅仅变更页号即可，页内偏移不变

逻辑地址(虚拟地址)到物理地址的映射(重定位)

0XAABBCC12(逻辑地址)  --> MMU --> 0xDDCC12(物理地址)

                                               MMU会去查询地址映射表(页表)

0XAABBCC12(虚拟地址) 到 MMU中去查表，发现逻辑页号 0XAABB 存在页表中，然后对应的物理页号是0XDD，所以把虚拟地址的高位AABB 替换成 DD，低位不变。所以最后的物理地址就是：0XDDCC12

页式内存管理中的关键操作一

页请求

访问一个逻辑地址(虚拟地址)时，对应的页不在内存中

1. 从外存中将目标页加到内存中
2. 之后更新页表

页式内存管理中的关键操作二

页交换

页请求时发现物理内存不足，需要将暂时不用的页移除

1. 首先，决定并选择需要移除的页
2. 将选中页中的所有数据写入外存
3. 更新页表，重新进行页请求

小结

1. 内存分段能够解决一定的问题，但无法保证程序的移植行
2. 根据程序运行的局部性原理，可进一步对内存进行分页
3. 页指的是固定大小的内存片(4KB) (1MB)
4. 页的引入使得程序的逻辑地址与内存的物理地址彻底分离
5. 操作系统的内存管理是以页为单位完成的

页式内存管理需要注意的问题

1. 操作系统如何管理实际的物理内存？
2. 页表与不同任务(app)有怎么样的关系？每个任务都有自己专属的页表，当任务结束之后，这个页表就摧毁了。
3. 页表对于任务(app)的意义是什么？
4. 页交换时如何选择需要替换的内存页？
5. 页表具体是如何构成的？

操作系统如何管理实际的物理内存？

页框与页面(Frame and Page)

1. 页框(Frame) ：物理内存空间中的页(物理页)
2. 页面(Page) ：逻辑内存空间中的页(逻辑页)
3. 页框(Frame)用于存储页面(Page)内容，而页面内容来源于逻辑内存(虚拟内存)空间。

操作系统必须知道物理内存的使用情况

1. 建立结构(数据结构)对物理内存进行管理(Frame Table)
2. 结构记录：页框是否可用，被谁使用，等
3. 为具体的应用程序分配页表

#include <iostream>
#include <list>
#include <stdio.h>
#include <stdlib.h>
#include <string>using namespace std;#define PAGE_NUM (0xFF +1)  //定义一个任务最多有256页
#define FRAME_NUM (0x04)   //物理内存只有4个页
#define FP_NONE   (-1)struct FrameItem
{int pid;     // the task which use the frameint pnum;    // the page which the frame holdFrameItem(){pid = FP_NONE;pnum = FP_NONE;}
};class PageTable
{int m_pt[PAGE_NUM];  //表示每一个任务最大的虚拟内存页数，从第0页 到第 255页。public:PageTable(){for(int i=0;i<PAGE_NUM;i++){m_pt[i] = FP_NONE;}}int& operator[] (int i){if((0<=i) && (i<length())){return m_pt[i];}else{exit(-1); //非法访问，直接结束}}int length(){return PAGE_NUM;}
};class PCB   //表示一个任务结构
{int m_pid;               //任务idPageTable m_pageTable;   //页表int* m_pageSerial;       //simulate the page serial accessint m_pageSerialCount;   //page access countint m_next;              //下一次要访问的页面的页号
public:PCB(int pid){m_pid = pid;m_pageSerialCount = rand() % 5 +5;m_pageSerial = new int[m_pageSerialCount];for(int i=0;i<m_pageSerialCount;i++){m_pageSerial[i] = rand() % 8;}m_next = 0;}int getPID(){return m_pid;}PageTable& getPageTable(){return m_pageTable;}int getNextPage(){int ret = m_next++;if(ret< m_pageSerialCount){ret = m_pageSerial[ret];}else{ret = FP_NONE;}return ret;}bool running(){return (m_next < m_pageSerialCount);}void printPageSerial(){string s ="";for(int i=0;i<m_pageSerialCount;i++){s += to_string(m_pageSerial[i]);s += " ";}cout<< ("Task" + to_string(m_pid) + " : " + s) <<endl;}~PCB(){delete[] m_pageSerial;}
};int main()
{PCB pcb(1);pcb.printPageSerial();while(pcb.running()){cout<<pcb.getNextPage()<<endl;}return 0;
}

//未完待续.....