??????? 這節(jié)我們討論linux是如何利用x86結(jié)構(gòu)中的段機(jī)制的，更確切的說(shuō)是如何繞過(guò)linux的段機(jī)制的。

??????? 我們決定從linux的可移植性開(kāi)始討論。我們說(shuō)linux是一個(gè)廣泛移植的操作移動(dòng)，它支持x86，Alpha，arm等多種體系結(jié)構(gòu)。但是很多的結(jié)構(gòu)其實(shí)都是不支持段機(jī)制的，比如arm，Alpha等，但是他們都支持分頁(yè)機(jī)制。linux為了能移植到x86上，做了不少工作。

??????? 首先我們說(shuō)，x86是肯定有段機(jī)制的，那么我們要在x86上運(yùn)行程序，那不可避免要用到段機(jī)制。于是我們想到我們先前所想到的段描述符中有一個(gè)表示以字節(jié)為單位還是以頁(yè)為單位表示一個(gè)段長(zhǎng)度的屬性位。我們當(dāng)時(shí)說(shuō)，當(dāng)G=1時(shí)表示以頁(yè)（4KB）為單位，那么一個(gè)段最大長(zhǎng)度能到4GB。根據(jù)這一點(diǎn)，我們把一個(gè)段的段基址固定設(shè)置為0，然后讓G=1，于是我們一個(gè)段的最大長(zhǎng)度就是4GB了，吶，這個(gè)很顯然就能和我們4GB的線性地址空間一一映射了。通過(guò)這樣的處理，我們說(shuō)現(xiàn)在x86的段機(jī)制已經(jīng)形同虛設(shè)了，邏輯地址和線性地址可以混為一談了。

??????? 但是x86還規(guī)定說(shuō)，必須為代碼段和數(shù)據(jù)段創(chuàng)建不同的段，所以linux為代碼段和數(shù)據(jù)段分別創(chuàng)建了一個(gè)基地址為0，段長(zhǎng)度為4GB的段描述符。不僅如此，由于linux內(nèi)核運(yùn)行在特權(quán)級(jí)0，用戶程序運(yùn)行在特權(quán)級(jí)3，x86規(guī)定說(shuō)特權(quán)級(jí)為3的用戶程序是不能訪問(wèn)特權(quán)級(jí)為0的內(nèi)核代碼的，所以linux又分別為內(nèi)核和用戶程序分別創(chuàng)建代碼段和數(shù)據(jù)段。

??????? 于是在arch/x86/include/asm/segment.h中這樣定義四個(gè)段（即在機(jī)器啟動(dòng)過(guò)程中段寄存器中放的值）：

    #define __KERNEL_CS     (GDT_ENTRY_KERNEL_CS*8)

#define __KERNEL_DS     (GDT_ENTRY_KERNEL_DS*8)

#define __USER_DS       (GDT_ENTRY_DEFAULT_USER_DS*8+3)

#define __USER_CS       (GDT_ENTRY_DEFAULT_USER_CS*8+3)
  

??????? 其中：

    #define GDT_ENTRY_DEFAULT_USER_CS       14

#define GDT_ENTRY_DEFAULT_USER_DS       15

#define GDT_ENTRY_KERNEL_BASE           (12)

#define GDT_ENTRY_KERNEL_CS             (GDT_ENTRY_KERNEL_BASE+0)

#define GDT_ENTRY_KERNEL_DS             (GDT_ENTRY_KERNEL_BASE+1)


  

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??????? 于是上邊的定義的結(jié)果是下邊這樣：

    #define __KERNEL_CS     0x00C0      /*內(nèi)核代碼段，index=12，TI=0,RPL=0*/

#define __KERNEL_DS     0x00D0      /*內(nèi)核代碼段，index=13，TI=0,RPL=0*/

#define __USER_DS       0x00E3      /*用戶代碼段，index=14，TI=0,RPL=3*/

#define __USER_CS       0x00F3      /*用戶代碼段，index=15，TI=0,RPL=3*/


  

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??????? 于是我們可以用12,13,14,15四個(gè)索引來(lái)找到我們四個(gè)段所對(duì)應(yīng)的段描述符，并且我們把內(nèi)核代碼段的特權(quán)聲明為0，用戶代碼段的特權(quán)為3，TI為0表示我們總是訪問(wèn)全局描述符表。

??????? 在我們對(duì)應(yīng)的段描述符中我們把G設(shè)置為1，段上限規(guī)定為0xfffff，就巧妙的繞過(guò)了x86的段機(jī)制。

??????? 但在這里我不能忽略的一個(gè)問(wèn)題就是，我們把四個(gè)段的上限全部設(shè)置為4G，那就完全破壞了段的保護(hù)，就是說(shuō)，我們有可能隨隨便便就修改了我們的其他段的數(shù)據(jù)。所幸，我們現(xiàn)在還是個(gè)線性地址，所幸此時(shí)我們還沒(méi)把數(shù)據(jù)裝載進(jìn)內(nèi)存，因此，我們就有處理這個(gè)問(wèn)題的辦法，這就是下面要講的分頁(yè)機(jī)制了。

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第八學(xué) linux內(nèi)核——內(nèi)存尋址——段機(jī)制（2）