x86内存相关（32位）

《程序员的自我修养》中介绍详细 带着相关问题分析：

1>为什么要引入虚拟内存 2>内存分布及各部分详解 3>分页分段机制 4>如何进行地址映射

Q:为什么要有虚拟内存？？ A:有了虚拟内存，每个进程都独享一个较大的空间，这样能够用占用内存更大的程序。

虚拟内存分布图

128M预留空间：禁止访问 .text(代码段) 可执行文件加载到内存中的只有数据和指令之分，而指令被存放在.text段中，一般是共享的，编译时确定,只读，不允许修改 .data 存放在编译阶段(而非运行时)就能确定的数据,可读可写。也就是通常所说的静态存储区,赋了初值的全局变量和赋初值的静态变量存放在这个区域,常量也存放在这个区域 .bss段 通常用来存放程序中未初始化以及初始化为0的全局/静态变量的一块内存区域，在程序载入时由内核清0 .heap(堆) 用于存放进程运行时动态分配的内存，可动态扩张或缩减，这块内存由程序员自己管理，通过malloc/new可以申请内存，free/delete用来释放内存，heap的地址从低向高扩展，是不连续的空间 .stack(栈) 记录函数调用过程相关的维护性信息，栈的地址从高地址向低地址扩展，是连续的内存区域

.bss段的意义探索：

使用objdump查看各个段的信息：

size为该段大小，VMA虚拟内存空间，LMA加载内存地址，File off在文件中的偏移（编译过程中不分配内存） 注意： 1>.text偏移不是0==>ELF Header(大小是52字节) 2>.bss段没有和下一个段偏移相同==>文件中么有》》》??放哪里了

test.o文件： ----------- ELF Header-----0x00000000 ==>段表位置，段表描述符数量，大小，ELF文件大小等 .text .data .bss ... .Section table ==>段表？？？各个段信息 .systab ==>符号表 //变量 方法 .rel.test ==>重定位表 ------------

段表：

偏移 0XF4==>段表位置

.bss段里数据都是0,所以没有必要在文件中分配位置节省.o文件的大小，但是必须得知道有这么个东东，所以段表就完成了这工作。

提到符号表和重定位表： .o文件的链接： 合并所有obj文件的段，调整偏移和段长，合并符号表并进行符号解析，分配虚拟内存（链接的核心就是符号重定位）

地址映射

内存管理==>软硬结合：硬件（MMU内存管理单元）+软件（页表等信息）

实模式：物理内存 = 段地址DS左移4位 + IP（逻辑地址） --- why?： 搜噶！ 实模式依然是段式管理，存在着段寄存器和IP寄存器。32位系统的地址总线是20条，但是段寄存器是从X86体系下继承过来的，那么段寄存器的大小是16位，规定每个内存段的起始地址必须是16的倍数，那么一个段的物理内存为2^16=64K。但是20和16明显对比不上。怎么办呢？让我们来看看16的二进制写法，0010 000。也就是低4位全部为0。那么20位的低4为全部为0，剩下的高16位就能够放进去了。所以寻址方式成了这个样子：如果要寻找某个数据的内存，那么要从DS寄存器里找，DS寄存器里放的是高16位，那么得左移4位得到所在段的地址，再加上IP寄存器里的偏移量，最后获得数据的地址，也就是物理地址。 开机时强制进入实模式，1M大小内存 ==> 加载完OS后就进入保护模式。 --- 保护模式：增加了两个寄存器 = GDT（全局的段描述符表的地址）+LDT（局部） 保存了内存的起始地址 内存段大小 访问权限 --- 段寄存器：（16位） 但是（IP是32位） 15 1 0 |。。。。。。。。。。|TI| RPL| 低两位：RPL表示权限级别==00内核态 11表示用户态 TI ：0使用GDTR 1使用LDTR 其他13位表示8192个描述符表（系统已经用了12个） CPU其他重要寄存器： CR0：最高位叫PG位，0：未开启分页机制，1：开启分页机制 CR2：发生缺页异常的虚拟地址 CR3：页目录的起始地址 CR4：PAE位 物理地址扩展 0：未开启 1：开启 地址映射： -- GDT[DS>>3].baseadd(基址) + IP(逻辑地址) == 线性地址 如果没有开启页表机制==> 线性地址==物理地址 如果开启页表机制==> 线性地址 == 虚拟地址 32位的虚拟地址分3 份 ： 10 + 10 + 12 页目录下标1024 页表下标1024 页面上的偏移(4K) 1024*1024*4K==>>4G 得到物理地址