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标题: 关于386CPU使用64TB虚拟内存的解释的另一种方法！ [打印本页]

作者: rawa99999 时间: 2009-09-25 16:44
标题: 关于386CPU使用64TB虚拟内存的解释的另一种方法！
名词解释：

段描述符－－80386下的段具有三个属性：段基址，段界限，段属
         性，通常描述段的称作段描述符(Segment Descriptor)
段描述符表－－存放段描述符(Segment Descriptor)的表 GDT IDT             LDT
段选择子--用来查找段描述符表中的段描述符(Segment Descriptor)

      段选择子的结构：
      15___________________2bit__1bit_____0bit
            INDEX(13bit) TI(1bit) RPL(2bit)
         其中RPL(请求特权级--Requested Privilege Level)2位，
   TI(TABLE INDICATOR)1位
   INDEX(索引)13位

64T的解释：
在整个系统中全局段描述符表GDT和中断描述符表只有一张，局部段描述符
表LDT可以由若干张，每个段描述符表都形成一个特殊的16位数据段(段限
－－段的大小)，由于段选择子中索引(INDEX)的限制这样的GDT和LDT中都最
多最多可以有2^13=8192个段描述符。
LDT的描述符和IDT的描述符都存放在GDT中，注意GDT中还可以存放段描述符，
这三者长度都是64bit长，都存放在GDT中，所以更正一下GDT存放段描述符的
数量是8192－LDT表的数量－1(IDT表)的结果。这一点很重要。
为了好理解讨论一个极端情况只有一个LDT，并且这个任务需要64TB内存，系
统首先加载GDT(在物理内存的某个位置)，然后生成LDT,分配虚拟内存，由于需求
很大所以分配了最大的段数8192个4G空间＝32T，不够，又请求使用GDT分配段最大
段数8190(8192-1个LDT-1个IDT)个4G空间约为32T(1TB=1000GB所以少了8G忽
略不计)这样系统共分配了64TB的虚拟内存。
－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－
这件事使我联想起两件事，我去龙芯论坛了。

作者: mik 时间: 2009-09-26 00:12
看你这娃，又可怜又可笑

见你多看点 intel/amd 手册，是为你好！ Y 的你却和我较劲。

你就这么的不思长进，还在扯住这个话题，还是那么的错误百出！

我大人有大量，给你上一堂课吧，也不需要你的感激了

1、 descriptor（描述符）

分两类：segment descriptor（段描述符）和 system descriptor（系统描述符）

（1）segment descriptor 描述一个段的相关信息，包括这个段的 base、limit 以及 attribute　信息

   分为：code segment descriptor 和 data segment descriptor 两类

  code segment descriptor 和 data segment descriptor 的区别在于 bit11，=1 时是 code segment descriptor
= 0 时是 data segment descritor

（2） system descriptor（系统描述符），凡是 bit12 = 0 都可以称为 system descriptor


system descriptor 是用来描述特殊的一块区域。包括两大类：

第一：LDT descriptor 和 TSS descriptor 　

第二：gate descriptor（包括 call gate、interrupt gate 、trap gate 以及 task gate）

（3）descriptor 放在哪？

第一：所有的 segment descriptor 都放在　GDT / LDT　中

第二：call gate descriptor 放在 GDT / LDT 中

第三：LDT descriptor 和 TSS 只能放在 GDT 中

第四：Interrupt gate descriptor 和 trap gate descriptor 只能放在 IDT 中

第五：task gate descriptor 放在 GDT / LDT 和 IDT 中

2、selector （选择子）

　　selector 的作用是用来查找相应的 descriptors，只有一种特殊情况下不需要 selector 进行查找 descriptor。

　　就是：进行中断调用，或发生异常时。

（1）selector 的结构

selector[1:0]    ----> RPL （requestor privilege level）: 00 ~ 11
selector[2]       ----> TI （table indicator）：0 or 1
selector[15:3] ----> SI（selector index）：0 ~ 8191

（2）关于 RPL、DPL  以及 CPL

RPL: 当用 selector 来查找 descriptor 时，selector[1:0] 才称为 RPL，即：RPL 是被用来以此权限来请求访问。

DPL: 在所有 descriptor 的 DPL 属性里，用来设置访问这个 descriptor 所描述的目标的权限级别

如： code segment descriptor 的 DPL 设置访问目标 code segment 的权限
      gate descriptor 的 DPL 设置访问这个 gate 的权限

CPL:　当通过相关的权限检查后，相应的 descriptor 被加载到相应的 registers 后，selector[1:0] 被称为 CPL。
　　　CPL 会被设为 DPL，即 CPL = DPL

典型的：
　　　code segment descriptor 被加载到 cs 寄存器后，cs.selector.RPL 成为 CPL

　　　实际上，CPL 就是等于 cs.selector.RPL

　　　同样 ss.selector.RPL 也将成为 CPL，即 cs.selector.RPL = ss.selector.RPL = CPL

　　　processor 会自动检查 cs.selector.RPL 是否等于 ss.selector.RPL。在一系列的检查并加载过程中，processor 会始终保持 cs.selector.RPL = ss.selector.RPL。

　　　但是，有一种例外，执行 syscall 指令时，processor 不会自动设 ss.selector.RPL 等于 cs.selector.RPL，这时需要自己设定 ss.selector.RPL = cs.selector.RPL

（3）关于 null selector

当任何 registers 被加载为 0，此是 selector = 00，这个 selector 被会为 NULL selector，

NULL selector 表示： selector.SI = 00
                        selector.TI = 0
                        selector.RPL = 00

即，仅在 GDT 中才存在  NULL selector，NULL selector 是不合法的 selector，会才产 #GP 异常

3、descriptor table（描述符表）

descriptor table 是用来存放 descriptor 的一个表格（数据结构），包括：GDT、LDT 和 IDT

（1）descriptor table 的基址

GDT、LDT 和 IDT 的基址分别存放在 GDTR.base、LDTR.base 和 IDTR.base

（2）descriptor table 基址的获取

　　GDTR 和 IDTR 的结构是完全一样的，只能通过指令 lgdt 和 lidt 设置。其操作数是所有内存寻址操作数，

也就是：
　　GDTR.limit、GDTR.base  在内存中获取
　 IDTR.limit 、IDTR.base 　在内存中获取

　　LDTR 的结构与所有的 segment registers（CS、DS 等）一样。LDT 需要在 GDT 中获取 LDT descriptor 来定位。

（3）limit 与 base

descriptor table 的 limit 是 16 位　64 K 大小，可容纳 8192 个 descriptors

descriptor base 是 base 是 64 位，可在任何 2^64 线性地址空间定位。32 位保护模式下使用低 32 位，高 32 清 0，64 位模式下使用 full 64 位的线性地址

[ 本帖最后由 mik 于 2009-9-26 01:46 编辑 ]

作者: mik 时间: 2009-09-26 01:12

原帖由 rawa99999 于 2009-9-25 16:44 发表
段描述符－－80386下的段具有三个属性：段基址，段界限，段属
         性，通常描述段的称作段描述符(Segment Descriptor)
段描述符表－－存放段描述符(Segment Descriptor)的表 GDT IDT             LDT
段选择子--用来查找段描述符表中的段描述符(Segment Descriptor)

      段选择子的结构：
      15___________________2bit__1bit_____0bit
            INDEX(13bit) TI(1bit) RPL(2bit)
         其中RPL(请求特权级--Requested Privilege Level)2位，
   TI(TABLE INDICATOR)1位
   INDEX(索引)13位

64T的解释：
在整个系统中全局段描述符表GDT和中断描述符表只有一张，局部段描述符
表LDT可以由若干张，每个段描述符表都形成一个特殊的16位数据段(段限
－－段的大小)，由于段选择子中索引(INDEX)的限制这样的GDT和LDT中都最
多最多可以有2^13=8192个段描述符。
LDT的描述符和IDT的描述符都存放在GDT中，注意GDT中还可以存放段描述符，
这三者长度都是64bit长，都存放在GDT中，所以更正一下GDT存放段描述符的
数量是8192－LDT表的数量－1(IDT表)的结果。这一点很重要。
为了好理解讨论一个极端情况只有一个LDT，并且这个任务需要64TB内存，系
统首先加载GDT(在物理内存的某个位置)，然后生成LDT,分配虚拟内存，由于需求
很大所以分配了最大的段数8192个4G空间＝32T，不够，又请求使用GDT分配段最大
段数8190(8192-1个LDT-1个IDT)个4G空间约为32T(1TB=1000GB所以少了8G忽
略不计)这样系统共分配了64TB的虚拟内存。
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这件事使我联想起两件事，我去龙芯论坛了。  ...

看一看，短短的一段话，错误之多，可服了你

>> 段描述符表－－存放段描述符(Segment Descriptor)的表 GDT IDT LDT

（1）段描述符表　----> 应使用“描述符表”一词，

（2）IDT 不能存放 segment descriptors

>> 段选择子--用来查找段描述符表中的段描述符(Segment Descriptor)
　　
　　也能说错误，不严谨，应使用“选择子”一词

>> 每个段描述符表都形成一个特殊的16位数据段

　　描述混乱，limit 在 descriptor table register 的 limit 里

>> LDT的描述符和IDT的描述符都存放在GDT中

　　不存在 IDT 描述符，IDT 是从内存中获取

>> 所以更正一下GDT存放段描述符的数量是8192－LDT表的数量－1(IDT表)的结果

还更正一下

(1)　　GDT 可存放 segment descriptor 和 system descriptor（LDT/TSS）以及 call gate descriptor

(2)　　哪来的 IDT 表 ??

(3)　　NULL selector 　去哪了？

>> 并且这个任务需要64TB内存，系统首先加载GDT(在物理内存的某个位置)，

（1） GDT 是放在 CPU 的线性地址空间，不是物理内存

>> 然后生成LDT,分配虚拟内存，由于需求很大所以分配了最大的段数8192个4G空间＝32T

（1）LDT 从 GDT 处加载

（2）LDT 的加载和 32T 有什么关系 ???

>> 又请求使用GDT分配段最大
段数8190(8192-1个LDT-1个IDT)个4G空间约为32T(1TB=1000GB所以少了8G忽
略不计)这样系统共分配了64TB的虚拟内存。

（1）8190：犯前面所说错误
（2）1TB = 1024 GB

你怎么就老绕着 64T 想不开

1、告诉你吧，GDT 最多能容纳多少 segment descriptor（按你假设只有一个 LDT 的情形）　？？

答案是： 8192 - 1（NULL selector) - 1（TSS selector）- 1（LDT selector）＝ 8189 个

2、假设全都用上 8189 个 segment descriptor，情况是怎样？

第1个 data segment descriptor 的 base 是 0，limit = 4G
第2个 data segment descriptor 的 base 是 0x40000000, limit = 3G（只能设为 3G）
第3个 data segment descriptor 的 base 是 0x80000000, limit = 2G（只能设为 2G）
第4个 data segment descriptor 的 base 是 0xC0000000, limit = 1G（只能设为 1G）
第5个 data segment descriptor 的 base 是 0x00000000, limit = 4G
第6个 code segment descriptor 的 base 是 0x00000000, limit = 4G

以此类推 ... ...

这些 segment descriptor 的空间绝大多数都是重叠在一起。全都在 4G 的线性空间之内

这些 segment 经过分段管理后，全部转为 4G 的线性地址的某一个地址。

你怎么就那么的想不开呢？

作者: mingyanguo 时间: 2009-09-26 08:48
终于忍不住了，你们两个可笑死我了………………

作者: mik 时间: 2009-09-26 08:54

原帖由 mingyanguo 于 2009-9-26 08:48 发表
终于忍不住了，你们两个可笑死我了………………

作者: rawa99999 时间: 2009-09-26 10:54
我描述的可能不够严格，这只是一种解释，但是虚拟地址空间最终转化为控制虚拟内存，还有很多办法，比如soft MMU（软件内存管理单元），CPU提供了这种寻址的能力，就一定能控制这么大的虚拟内存，况且64T虚拟内存是官方的描述（这一点很明显386CPU86年的那一款跟88年的那一款虚拟地址空间的差别）。

作者: sep 时间: 2009-09-26 12:17
mik真够耐心

作者: newIT666 时间: 2009-09-26 17:22

两位高人还在PK

看不懂,学习了.

作者: nizvoo 时间: 2009-09-26 19:05
学习学习

作者: cjaizss 时间: 2009-09-26 22:52
我来分析一下吧。
无论如何，当你使用地址这个概念的时候，最终都是要落到物理地址上去的。而物理地址就那么多，这是自然的，在这种意义下，
当一定要说到“虚拟存储”是多少的时候，这个问题很不好讲，因为这就涉及到什么是“虚拟存储”了。
软件比硬件强的一点就在于，软件的扩展性可以非常非常强，这是硬件所不能及的，也是我们使用软件的原因之所在。我们可以建立长长的软链表，树结构，我们可以把这样的数据结构存在内存乃至外存里，我们可以在内核中加入不断的存储切换机制，我们可以不断的把内存上的数据导入硬盘以及其他存储，也可以不断的把其他存储导入内存，我们可以利用软件不断的去修改CPU中的数据，而我们又不去计较它具体的可实施性的问题（比如效率）。
大家都还记得我们学习算法的时候会提到外排序吧，外排序的算法可以扩展到非常大的外存，假如我们暂时先不管它多久能够帮我们排出来的话。存储使用的算法甚至也可以扩展到类似的算法，于是切换中，我们就可以使用高的多的空间，于是，这样我们就仿佛可以用很多很多的独立存储。
虚拟内存也更应是一个软件概念，虽然考虑到别的因素，是需要有硬件支持的。

作者: accessory 时间: 2009-09-29 05:46
看了半天，我也引用下手册吧：
link：http://www.intel.com/Assets/PDF/manual/253665.pdf

PAGE 68, PAGE 71.

下面是2张图，一个是32BIT cpu的。一个是64BIT CPU的。注意画红线的地方

[ 本帖最后由 accessory 于 2009-9-29 05:47 编辑 ]

intel1.gif (26.12 KB, 下载次数: 28)

intel2.gif (23.86 KB, 下载次数: 16)

作者: 好人家 时间: 2009-09-30 10:48
学习一下！虽然不知道说什么呢？

作者: drangon 时间: 2009-09-30 13:26

原帖由 rawa99999 于 2009-9-26 10:54 发表
我描述的可能不够严格，这只是一种解释，但是虚拟地址空间最终转化为控制虚拟内存，还有很多办法，比如soft MMU（软件内存管理单元），CPU提供了这种寻址的能力，就一定能控制这么大的虚拟内存，况且64T虚拟内存 ...

我觉得还是好好看看intel volume 3，system program guide里面的第三章，关于 logical address，linear address，physical address及其相互计算的流程，虚拟内存这个词太模糊了。

简单来说，程序中用的是logical address，通过段机制转换成linear address。

linear address只有4G（32位）！！！

logical address无论通过GDT、LDT的几千上万多种表达方式，但每种表达方式只能表达同一个linear address的4G（32位CPU）的一部分或全部。
这样对同一个线性地址的不同表达方式可以直接累加吗？

回到286年代，一共有64K个段，每个段有64K，（只不过每个段比前一个段偏移16字节而重叠），这样我们能说286能访问4G内存吗？实际上还是只有1M的寻址能力，EMS、XMS等不讨论。

作者: rawa99999 时间: 2009-10-09 08:10
呵呵,以楼上几位的意思,intel9000多个32位CPU的服务器也只能有4G内存了。

作者: rawa99999 时间: 2009-10-09 08:16
Ubuntu安装server的kernel，32位的系统可以使用4G以上的内存，最多能到64G。这还不是改写linux内核，针对大内存修改内核能支持更高的内存容量，这还不是虚拟内存管理，还仅仅是物理内存。

作者: saekil 时间: 2009-10-09 14:04

晕死，你们两还在PK啊

作者: qnxchina 时间: 2009-10-11 10:32
to rawa99999:
连手册都看不懂还来辩论？？

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