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2009年3月24日 星期二
●描述符表和描述符快取記憶體
在80x86的CPU裡，描述符的概念實在是太重要了。
在真實模式下，大家都知道物理位址是由段位址和偏移位址兩部分組成，其公式如下：
物理位址 = 段位址 × 16 + 偏移位址
或者：物理位址 = 段位址 << 4 + 偏移位址
其結果都是一樣的，由於段位址和偏移位址的長度都是16位元，所以這種方式能夠表達的最大位址為：ffff:ffffH，也就是10ffefH，大致是 1088KBytes，有由於8086CPU的位址線只有20位，所以在8086上實際的定址能力僅為1024KBytes，在80286和 80386CPU上，通過A20的使用，可以實際定址到1088KBytes，這個問題在《關於A20 gate》的文章中有過介紹。
從80386開始，CPU的位址匯流排已經到了32位元，但只有在保護模式下才能真正地享受32位的高性能，實際上在保護模式下，CPU也是使用段:偏移位址 的方式來定址的，只是這裡面有兩點區別，1-偏移位址可以是16位也可以是32位；2-段寄存器中的內容和在真實模式下的含義完全不一樣，而且已經不是組成 物理位址的一部分。顯然，偏移位址的這種變化是很容易理解的，無需更多地解釋，所以，保護模式和真實模式相比，重要的區別就是段寄存器中內容的區別了。
那麼，這個段寄存器中到底存的是什麼東東呢？它存的是某個描述符在描述附表中的偏移值，這是什麼意思呢？一個描述附表中有很多描述符，每個描述符的長度都 相同，假如第一個描述符我們編號是0的話，那麼第n個描述符的編號就是n-1，這個n-1就是所謂的描述符索引，所謂“偏移”就是從描述符表起始位置起， 到我們要用的這個描述符有多少個位元組，也就是描述符索引 × 描述符長度，很顯然如果知道描述符表的起始位址，再加上段寄存器的值，我們就能找到我們要的這個描述符了。
我們先來把到此為止的問題羅列一下：
1、這個描述符是什麼東東？
2、畢竟我們是要通過段:偏移位址的形式得到物理位址，既然這個段代表一個描述符，那麼這個描述符和物理位址有什麼關係？
3、上面說到的描述符表的起始位址和描述符長度是是什麼？因為沒有這兩個東西還是找不到描述符的。
我們試著來說明這幾個問題。
首先，描述符實際上就是一個8位元組長的資料結構，它的定義如上：
每一個描述符代表一個分段（有點像真實模式下的64K分段），可以看到段基址由Byte2、Byte3、Byte4和Byte7組成，一共32bits，段 的最大長度不像在真實模式中固定為64K，而是有一個20位的段邊界（由Byte0、Byte1和Byte6的低4位組成）來設定，由於偏移位址為32位， 所以實際上段的最大長度可以達到4GBytes，段邊界的單位可以是位元組也可以是4KBytes，這取決於G=0還是G=1（Byte6的bit 7），當G=1時，段邊界的單位是4KBytes，相當於低12bits全部為1（4K剛好12bits），加上20位的段邊界，剛好為32位，最大可以 達到4GBytes；當G=0時，段邊界的單位為位元組，20位元最大為16MBytes。
在描述符的定義中還有一個訪問權位元組以及AVL、D/B等，介紹起來篇幅很長，以後有機會介紹。
說到這兒，可能大家心裡有點眉目了，段寄存器裡存放一個描述符在描述符表中的偏移，通過這個偏移可以找到相應的描述符，通過這個描述符中的段基址再加上偏移位址，就組成了物理位址，對了，基本上就是這樣，當然不會這麼簡單，其中還有很多細節，但大致原理就是這樣。
前面提到的三個問題，我們已經回答了兩個半，就是描述符是什麼，怎樣計算物理位址，還有描述符的長度是多少。最後一個問題是：描述符表的起始位址在那裡？ 其實這個問題最好回答，在那篇《80386寄存器組成》的文章中提到過一個GDTR的系統表寄存器，這個描述符表的起始位址就存在這個寄存器中（這麼說不 是很完整，但不影響理解），如果你還要問，描述符表存在哪裡？如何把描述符表的起始位址放到GDTR寄存器中？這兩個問題也不難回答，描述符表可以存儲在 記憶體的任何位置；通過LGDT指令可以把描述符表的起始位址存入GDTR寄存器中。
大家有沒有感到奇怪，為什麼32位的段基址和20位的段界限在描述符中都不連續存放，這是和Intel 80x86 CPU的發展歷史分不開的，最先有保護模式的CPU是80286（現在已經不多見了），這個CPU只有24位的位址線，所以可以看到現在386的描述符中 基底位址的前24bits是連續存放的，後來在擴充時需要把基底位址變成32位元，為了和80286相容，只好分開存放了，段界限也是同樣原因造成的，所以在 80286上，一個描述符的長度雖然也是8位元組長，但它只用到了前6個位元組，到了386就全都用上了。
到這裡，應該對保護模式下記憶體的定址有了一個大致的瞭解，CPU首先通過段寄存器中的偏移值，配合GDTR寄存器中的描述符表的起始位址，找到段寄存器表示的描述符，再從描述符中獲得段基址，然後再加上偏移位址就得到了物理位址（其中許多細節省略不說）。
大家有沒有感到，CPU的定址過程很累，那麼這麼累的定址會不會導致速度變慢呢？實際上，CPU的定址過程並不像上面描述的這麼累，要解釋CPU的實際定址過程，必須要提到描述符快取記憶體（Descriptor Cache Register）。
實際上，不管是在真實模式還是在保護模式下，CPU都會把一個分段的基底位址放在一組隱藏的寄存器中，這組隱藏的寄存器，對程式師是不可見的，程式也是無法直 接存取的，但卻是實際存在的，這組隱藏的寄存器叫做描述符快取記憶體寄存器（Descriptor Cache Registers），當段寄存器的值發生變化時，段的基底位址、段的邊界以及存取屬性（存取許可權）都會被重新載入到這個段寄存器對應的快取記憶體中，為增強 性能，CPU對隨後的定址均會直接從這個快取記憶體中計算，而不會去描述符表中提取描述符，實際上，各種CPU中這個快取記憶體的內部結構是不同的，以上是幾種CPU中快取記憶體的結構圖：
不管其內部結構是怎樣的，但我們可以看到，CPU在把描述符載入進快取記憶體時並不是簡單的拷貝，而是做了一些適當的處理，比如把原來沒有連續存放的段基址 和段界限變成了連續的，把原來20bits的段界限根據G值轉換成了32bits，所以我們在快取記憶體裡看不到原來描述符裡的G標誌就是這個道理，顯然， 這些處理十分有利於快速地得出實際位址來。
前面我們提到過，CPU內部寄存器GDTR中存儲著描述符表的起始位址，細心的讀者可能會發現，《80386寄存器組成》一文中提到的GDTR寄存器有 48bits，而且分成兩部分，一部分是32bits，另一部分是16bits，這是怎麼回事呢？實際上GDTR中不僅存著描述符表的其真實位址，還存放著 描述符表的長度，其中16bits的部分就是描述符表的長度，32bits的部分就是描述符表的起始位址，按照規範，描述符表中最多可以有 8192（8K）個描述符，每個長度8個位元組，所以最大長度為64K，16bits已經足夠了，同理，段寄存仍然保持16bits長度也是足夠的。
不管是在真實模式還是在保護模式下，CPU在實際定址時都會使用這個快取記憶體。所不同的是，在真實模式下，在段寄存器的值發生變化時，僅僅把段寄存器的值 ×16（左移4位）放到快取記憶體的的基底位址位置，段界限和存取許可權總是一個固定不變的值（按照Intel的說法，PC機加電後工作在真實模式，快取記憶體中將 被置入缺省值，在真實模式下，其中的段界限和存取許可權將一直保持不變）；而在保護模式下，當段寄存器發生變化時，CPU要從描述符表中載入資料到快取記憶體 中，實際上，保護模式下CPU在從描述符表中向快取記憶體中載入資料時要做大量的保護性檢查，大致如下：
1. 段寄存器的值不能是0。根據規範，描述符表中的第一個描述符必須是空描述符，所以段寄存器值為0是不合法的。如果為0，產生異常中斷13.
2. 段寄存器中的值是否大於或等於描述符表的長度（存在GDTR中），如果大於或等於描述符表的長度，產生異常中斷13.
3. 如果段寄存器是CS，檢查描述符表中的段類型是否為程式碼片段，如果不是，產生異常中斷13.
4. 如果段寄存器CS要求裝入的段是程式碼片段，檢查描述符表該段是否存在，如果不存在產生異常中斷11
5. 如果段寄存器CS通過了3、4的檢查，還要檢查IP是否超越了該段的邊界，如果越界，產生異常中斷13
6. 如果段寄存器CS通過了3、4、5的檢查，則把相應的描述符裝入快取記憶體
7. 如果段寄存器不是CS，檢查描述符表中的段類型為資料段，如果不是產生異常中斷13
8. 如果段寄存器不是CS，該段為資料段，檢查其是否存在，如果不存在產生異常中斷12
9. 如果段寄存器不是CS，且通過了7、8檢查，則把相應的描述符裝入快取記憶體
以上過程，不一定很完整，大概就是這樣，從中，大家應該可以看出，所謂保護模式的保護方式，至少有一個感性認識。
說到這裡，基本上可以結束了，但是我們所說的描述符表實際上是非常膚淺的，實際上本文說到的描述符表叫做通用描述元表（Global Descriptor Table 簡稱GDT），還有局部描述符表，中斷描述符表等，但其原理大同小異，理解了GDT，其它的也就比較容易了
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