前言 Linux支持很多硬件運行平台，常用的有：Intel X86，Alpha，Sparc等。對於不能夠通用的一些功能，Linux必須依據硬件平台的特點來具體實現。本文的目的是簡要探討Linux在X86保護模式上如何實現虛擬內存管理功能。為簡化和方便敘述，本文做如下限定：X86處理器為80486和其後的處理器，X86工作在保護模式，不采用物理內存擴展（使用32bits物理地址），不使用擴展頁（頁大小為4K）。凡是與限定模式無關的內容，本文都盡量略過。Linux的虛擬內存管理中與硬件平台無關的內容在本文中也被略過。本文所援引的Linux內核源代碼版本為Linux 2.2.5。
X86的分段和分頁機制 I. X86的分段機制和相應系統結構 X86的分段機制就是將X86的線性地址空間分成許多小空間--段（segment），利用這些段來存儲（記錄）代碼和數據，通過對段的保護來提供一種對數據或代碼的保護。根據每個段的作用和存儲內容的不同，X86將段分為三類進程段（代碼段、數據段和堆棧段）和兩類系統段：任務狀態段（TSS，Task-State Segment）和LDT段（由於GDT不是通過段描述符和段選擇符來訪問，所以X86沒有認為存在一個GDT段；同理，也不存在IDT段）。 在分段機制，X86使用了如下幾種主要數據結構： • 全局描述符表（GDT，Global DescriBTor Table）：存放系統用的段描述符和各項任務共用的段描述符，可以是上述的任何一類段的段描述符，最大表長64KB； • 局部描述符表（LDT，Local Describtor Table）：存放某個任務專用的各段的段描述符，只能是三類進程段的段描述符和調用門描述符，最大表長4GB； • 段描述符（Segment Describtor）：64bits，用來描述一個段的基地址（該地址是線性地址），該段的類型，對該段操作的限制； • 門描述符（Gate Describtor）：64bits，一種特殊的描述符，為處於不同特權級的系統調用或程序的調用或訪問提供保護；分為四類：調用門描述符（Call Gate Describtor）、中斷門描述符（Interrupt Gate Describtor）、陷阱門描述符（Trap Gate Describtor）、任務門描述符（Task Gate Describtor）； • 段選擇符（Segment Selector）：16bits，用於在GDT或LDT中索引相應的段描述符； • 中斷描述表（IDT，Interrupt Describer Table）：存放門描述符，只能是中斷門描述符，陷阱門描述符和任務門描述符，最大表長64KB； 同時，X86提供了如下幾個用於支持分段機制的寄存器： • 全局描述符表寄存器（GDTR，GDT Register）：48bits，32bits為GDT的基地址（線性地址），16bits為GDT的表長；GDTR的初始值為：基地址0，表長0xFFFF； • 局部描述符表寄存器（LDTR，LDT Register）：80bits，16bits為LDT段選擇符，64bits為該LDT段的段描述符； • 中斷描述符表寄存器（IDTR，IDT Register）：48bits，32bits為IDT的基地址（線性地址），16bits為IDT的表長；IDTR的初始值為：基地址0，表長0xFFFF； • 任務寄存器（TR，Task Register）：80bits，16bits為任務狀態段選擇符，64bits為該任務狀態段的段描述符； • 六個段寄存器（Segment Register）：分為可見部分和隱藏部分，可見部分為段選擇符，隱藏部分為段描述符；六個段寄存器分別為CS、SS、DS、ES、FS、GS；關於這些段寄存器的作用參見[1]中3.4.2 'Segment Register'; 86工作在保護模式時，進程使用的48bits邏輯地址（Logical address）。邏輯地址的高16bits為段選擇符，低32bits是段內的偏移量。通過段選擇符在GDT或LDT中索引相應的段描述符（得到該段的基地址），再加上偏移量得到邏輯地址對應的線性地址（Linear Address）。如果沒有采用分葉管理，線性地址是直接映射物理地址（Physical Address），於是可以直接用線性地址訪問內存；否則，還要通過X86的分頁轉換，將線性地址轉換為物理地址。 以上是對X86分段相關內容的簡要描述，對於各數據結構、寄存器的細節和邏輯地址轉換為線性地址的細節，請查閱 [1]。
II. X86的分頁機制和相應系統結構 32bits的線性地址空間可以直接映射到物理地址空間，也可以間接映射到許多小塊的物理空間（磁盤存儲空間）上。這種間接映射方式就是分頁機制。X86可用頁大小為4KB、2MB和4MB（2MB和4MB只能在Pentium和Pentium Pro處理器中使用，本文中限定采用4KB頁）。 在分頁機制，X86使用了四種數據結構： • 頁目錄項（PDE，Page Directory Entry）：32bits結構，高20bits為頁表基地址（物理地址），以4KB為遞增單位，低12bits為頁表屬性，具體換算參見後面初始化部分； • 頁目錄（Page directory）：存儲頁目錄項，位於一頁中，總共可容納1024個頁目錄項； • 頁表項（PTE，Page Table Entry）：32bits結構，高20bits為頁基地址（物理地址），低12bits為頁屬性； • 頁表（Page table）：存儲頁表項，位於一頁中，總共可容納1024個頁表項； • 頁（Page）：4KB的連續地址空間； 為了實現分頁機制和提高地址轉換的效率，X86提供和使用了如下的硬件結構： • 頁標志位（PG，Page）：該標志位為1，說明采用頁機制；實際就是控制寄存器CR0的第31bit； • 頁緩存/快表（TLBs，Translation Lookaside Buffers）：存儲最近使用的PDE和PTE，以提高地址轉換的效率； • 頁目錄基地址寄存器（PDBR，Page Directory Base Register）：用於存儲頁目錄的基地址（物理地址），實際就是控制寄存器CR3； 為了實現將線性地址映射到物理地址，X86將32bits線性地址解釋為三部分：第31bit到第22bit為頁目錄中的偏移，用於索引頁目錄項（得到對應頁表的基地址）；第21bit到第12bit為頁表中的偏移，用於索引頁表項（得到對應頁的基地址）；第11bit到第0bit為頁中的偏移。這樣，通過兩級索引和頁中的偏移量，最後能正確得到線性地址對應的物理地址。 關於分頁機制的詳細描述和作用，請查閱參考文檔[1]。
LINUX的分段策略 Linux在X86上采用最低限度的分段機制，其目的是為了避開復雜的分段機制，提高Linux在其他不支持分段機制的硬件平台的可移植性，同時又充分利用X86的分段機制來隔離用戶代碼和內核代碼。因此，在Linux上，邏輯地址和線性地址具有相同的值。 由於X86的GDT最大表長為64KB，每個段描述符為8B，所以GDT最多能夠容納8192個段描述符。每產生一個進程，Linux為該進程在GDT中創建兩個描述符：LDT段描述符和TSS描述符，除去Linux在GDT中保留的前12項，GDT實際最多能容納4090個進程。Linux的內核自身有獨立的代碼段和數據段，其對應的段描述符分別存儲在GDT中的第2項和第3項。每個進程也有獨立的代碼段和數據段，對應的段描述符存儲在它自己的LDT中。有關LinuxGDT表項和DLT表項分布情況參見附表1，附表2所示。 在Linux中，每個用戶進程都可以訪問4GB的線性地址空間。其中0x0~0xBFFFFFFF的3GB空間為用戶態空間，用戶態進程可以直接訪問。從0xC0000000~0x3FFFFFFF的1GB空間為內核態空間，存放內核訪問的代碼和數據，用戶態進程不能直接訪問。當用戶進程通過中斷或系統調用訪問內核態空間時，會觸發X86的特權級轉換（從特權級3切換到特權級0），即從用戶態切換到內核態。
LINUX的分頁策略 標准Linux的分頁是三級頁表結構，除了X86支持的頁目錄和頁，還有一級被稱為中間頁目錄。因此，線性地址在轉換為物理地址的過程中，線性地址就被解釋為四個部分（不是X86所認識的三個部分），增加了頁中間目錄中的索引。當運行在X86平台上時，Linux通過將中間頁目錄最大的頁目錄項個數定義為1，並提供一組相關的宏（這些宏將中間頁目錄用頁目錄來替換）將三級頁面結構分解過程完美的轉換為X86使用的二級頁面分解。這樣，無需改動內核中頁面解釋的主要代碼（這些代碼都是認為線性地址由四個部分組成）。關於這些宏定義參見Linux源碼"/include/asm/pgtable.h"，"/include/asm/page.h"。 內核態虛擬空間從3GB到3GB+4MB的一段（對應進程頁目錄第768項指引的頁表），被映射到物理地址0x0~0x3FFFFF（4MB）。因此，進程處於內核態時，只要通過訪問3GB到3GB+4MB就可訪問物理內存的低4MB空間。所有進程從3GB到4GB的線性空間都是一樣的，由同樣的頁目錄項，同樣的頁表，映射到相同的物理內存段。Linux以這種方式讓內核態進程共享代碼和數據。
Linux分段分頁初始化 無論Linux系統如何被引導，經過zImage（參見arch/i386/boot/bootsect.s）或經過LILO，最後都會跳轉執行arch/i386/boot/setup.s（被裝載到SETUPSEG，物理地址 0x90200），setup.s從BIOS中獲取計算機系統的硬件參數（如硬盤參數），放到內存參數區（臨時寄放），同時做一些初步的狀態檢查，為進入保護模式做准備。關於引導過程和setup.s的具體執行參見[2]。 保護模式下的內核初始化模塊從物理地址0x100000開始執行，該地址開始的代碼和數據結構都對應在arch/i386/kernel/head.s中，參見附表3。初始化模塊主要功能是對相關寄存器IDT，GDT，頁目錄及頁表等進行初始化。下面，忽略head.s執行流程的細節，概要闡述head.s主要的初始化功能。 1. 部分寄存器的初始化：將段寄存器DS、ES、GS和FS用__KERNEL_DS（0x18，include/asm-i386/segment.h）來初始化（通過前面對段寄存器的描述和段選擇符的介紹可知道，其作用是將定位到GDT中的第三項（內核數據段），並設置對該段的操作特限級為0）；置位CR0的PG位，並根據CPU的型號選擇置位AM, WP, NE 和 MP；用0x101000初始化CR3（頁目錄swapper_pg_dir的地址）；置ESP高32bits為__KERNEL_DS（0x18），低32bits為init_user_stack+8192；LDTR
