大家好，我是你們的老朋友軒轅。

點進這篇文章的朋友，恭喜你們，又要收獲新知識了~

這又是一篇非常硬核的技術(shù)文，建議配合一瓶怡寶或營養(yǎng)快線食用，效果更好哦。

很多小伙伴在學(xué)操作系統(tǒng)的時候，學(xué)習到內(nèi)存管理的部分時，都會接觸到分段內(nèi)存管理、分頁內(nèi)存管理。

但很多人學(xué)完以后一頭霧水：

到底現(xiàn)在用的是分段還是分頁?

段寄存器這個東西現(xiàn)在還在用嗎?

為什么在講到虛擬地址翻譯的時候，好像跟段又沒有關(guān)系了呢?

之所有有這個問題，是因為很多同學(xué)看的教程很多都是偏理論的或者是過時的，根本不給你講現(xiàn)代操作系統(tǒng)中實際的情況(關(guān)于這一點我已經(jīng)吐槽很多次了)。

今天軒轅就帶大家把內(nèi)存管理的這些疑問一次性弄清楚，分段還是分頁，別再傻傻分不清楚了!

Let's go!

在開始之前，我們還是先來簡單復(fù)習一下，操作系統(tǒng)書上講到的Intel x86 CPU架構(gòu)下的分段式內(nèi)存管理和分頁式內(nèi)存管理。

分段式內(nèi)存管理

早在16位的8086時代，CPU為了能尋址超過16位地址能表示的最大空間(64KB)，引入了段寄存器。

通過將內(nèi)存空間劃分為若干個段，然后采用段基地址+段內(nèi)偏移的方式訪問內(nèi)存，這樣能訪問1MB的內(nèi)存空間了!

那時候，段寄存器有4個，分別指向不同的段。

• cs: 代碼段
• ds: 數(shù)據(jù)段
• ss: 棧段
• es：擴展段

在那個時候，段寄存器中存放的是段基地址，注意，是一個地址。

在通過ip寄存器讀取指令的時候，實際上是cs:ip，通過sp寄存器訪問棧的時候，實際上是ss:sp。

我看到網(wǎng)絡(luò)上很多文章介紹分段式內(nèi)存或者介紹段寄存器的時候就止步于此了，而事實上，進入32位時代后，情況已經(jīng)發(fā)生了翻天覆地的變化，只講上面這一部分內(nèi)容實際上會誤導(dǎo)很多人。

變化1：

在32位時代，段寄存器又增加了兩個：fs、gs，這兩個段寄存器有特殊用途。

變化2：

段寄存器里面存放的不再是段基地址，而是一個叫段選擇子的東西。注意，注意，一切的變化都從這里開始。

段寄存器是16位的寬度，原來這16位是個物理內(nèi)存地址，但現(xiàn)在，它是這樣一個結(jié)構(gòu)：

實際上，現(xiàn)在的段寄存器中存放的是一個號碼，什么號碼呢?是一個表格中表項的號碼，這個表，有可能是全局描述符表GDT，也有可能是局部描述符表LDT。

那到底是哪個表?是由段選擇子從低到高的第三位來決定的，如果這一位是0，則是GDT，否則就是LDT。

那這兩個表又是啥，表里面裝的又是什么，怎么來尋址呢?

這兩個表的表項叫做段描述符，描述了一個內(nèi)存段的信息，比如段的基地址、最大長度、訪問屬性等等一系列信息，它長這個樣子：

CPU中單獨添置了兩個寄存器，用來指向這兩個表，分別是gdtr和ldtr。

在尋址的時候，CPU首先根據(jù)段寄存器中的號碼，通過gdtr或ldtr來到GDT/LDT中取出對應(yīng)的段描述符，然后再取出這個段的基地址，最后再結(jié)合段內(nèi)的偏移，完成內(nèi)存尋址。

也就是說，在16位模式下，段寄存器中直接就是一個地址，相當于一個指針，而到了32位下，則變成了一個句柄，或者說二級指針了。

分頁式內(nèi)存管理

相比分段式內(nèi)存管理，可能大家對分頁式內(nèi)存管理要熟悉的多。

操作系統(tǒng)將內(nèi)存空間按照“頁”為單位劃分了很多頁面，這個頁的大小默認是4KB(當然可以改的)，各進程擁有虛擬的完整的地址空間，進程中使用到的頁面會映射到真實的物理內(nèi)存上，程序中使用的地址是虛擬地址，CPU在運行時自動將其翻譯成真實的物理地址。

既然要翻譯，那就得有地方記錄虛擬地址和物理地址的映射關(guān)系，只有根據(jù)這個關(guān)系，才能完成翻譯。

這個映射關(guān)系，是通過頁表來完成的。

頁表是用來記錄虛擬內(nèi)存頁面和物理內(nèi)存頁面之間的映射關(guān)系的，每一個頁表項記錄一個頁面的映射關(guān)系。但進程的地址空間很大，這樣算下來需要的頁表項的數(shù)量也會非常多。而實際上進程地址空間中很多頁面都沒有真正使用，也就沒有映射關(guān)系，這樣是一種浪費。

為了解決這個問題，CPU引入了多級頁表的機制，在32位下一般是2級頁表，像下面這樣：

將虛擬地址劃分了三段：頁目錄索引、頁表索引、頁內(nèi)偏移。

線程切換時，如果同時發(fā)生了進程切換，CPU中的CR3寄存器將會加載當前進程的頁目錄地址。

在尋址的時候，通過CR3，一級一級按表索頁，最終找到對應(yīng)的物理內(nèi)存頁面，再結(jié)合頁面內(nèi)的偏移值，實現(xiàn)最終的內(nèi)存尋址。

現(xiàn)代操作系統(tǒng)實際情況

學(xué)完了這兩種內(nèi)存管理方式，很多人就要懵了：

現(xiàn)在操作系統(tǒng)到底用的哪種方式?好像是分頁，但為什么段寄存器好像還是有，到底是怎么一回事?

先說結(jié)論，答案就是：分段+分頁相結(jié)合的內(nèi)存管理方式

首先要明確一個前提，這一點非常非常重要：無論是分段還是分頁，這都是x86架構(gòu)CPU的內(nèi)存管理機制，這倆是同時存在的(保護模式下)，并不是讓操作系統(tǒng)二選一!

既然是同時存在的，那為什么現(xiàn)在將內(nèi)存地址翻譯時，都是講分頁，而很少談到分段呢?

這一切的一切，都是因為一個原因：操作系統(tǒng)通過巧妙的設(shè)置，‘屏蔽’了段的存在。

操作系統(tǒng)怎么做到這一點的，接下來我們就來分析一下，徹底弄清楚背后的貓膩!

段寄存器

讓我們從段寄存器出發(fā)，在Win7 32位系統(tǒng)上，使用調(diào)試器(我用的WinDbg)隨意調(diào)試一個程序，真的，隨意，記事本、瀏覽器、Word，你看上誰就調(diào)試誰。

在中斷的上下文中看一下，程序在執(zhí)行時，段寄存器里面到底裝了啥?

來看下幾個主要的段寄存器的內(nèi)容：

• cs: 001b
• ds: 0023
• ss: 0023
• es: 0023

PS: 可能不同版本的Windows上面的結(jié)果不一樣，但這不重要，不影響我們分析問題。

只有0x001b和0x0023兩個值，前面我們說了，這不是一個地址，而是一個段選擇子，按照段選擇子的格式展開來看一下這兩個值指向的是哪個段描述符：

十六進制：001b 
 
二進制：0000000000011 0 11 
 
段序號：3 
 
表類型：GDT 
 
特權(quán)級：Ring3 

十六進制：0023 
 
二進制：0000000000100 0 11 
 
段序號：4 
 
表類型：GDT 
 
特權(quán)級：Ring3 

也就是說，cs段指向的是GDT中的第3個表項，其他三個寄存器指向的是GDT中的第4個表項。

接下來，我們來看一下這個神秘的GDT里面的內(nèi)容到底是什么?很多人學(xué)了內(nèi)存管理，可能還從來沒看過真實的GDT里面到底是什么數(shù)據(jù)吧。

GDT是位于操作系統(tǒng)內(nèi)核地址空間中的，在Windows上有兩種查看方式，一種是通過Windbg，一種是通過一些ARK工具，我這里選擇使用PChunter這個神器進行查看。

前面提到過，GDT中的表項是段描述符，這是一個比較復(fù)雜的數(shù)據(jù)格式，好在，這個神器對段描述符進行了解析，使用表格字段的方式進行了展示，讓我們看起來輕松多了。

廢話不多說了，來看一下這個神秘的GDT吧：

注意看第3個表項和第4個表項哦，看看它們的基地址，都是0x00000000。

再看它們的界限值，都是0x000FFFFF，注意看這個界限的單位，不是字節(jié)，而是Page——頁，把這個值乘以頁面的大小4KB，就是0xFFFFF000。也就說這個段的上限到了0xFFFFF000這個頁面，再把這一個頁面的大小加進去，就是0xFFFFFFFF了!

所以，重點來了!看到了嗎，GDT中的第3個和第4個表項所描述的這兩個段，它們的基地址都是0x00000000，整個段的大小都是0xFFFFFFFF，這意味著什么?這意味著整個進程的地址空間實際上就是一個段!

也就是說：進程的代碼段、數(shù)據(jù)段、棧段、擴展段這四個段全部重合了，而且是整個進程地址空間共計4GB成為了一個段。

說起來是分段，實際上等于沒分了，再加上段的基地址全部是0，那進行地址翻譯的時候，有沒有段都沒什么區(qū)別了。

總結(jié)一句話：操作系統(tǒng)這樣分段，實際上是相當于把段給架空了!

以上是Windows的情況，我們再來看一下Linux情況呢。

使用GDB隨意調(diào)試一個ELF32的可執(zhí)行文件，使用info r命令查看一下寄存器情況：

段寄存器有0x23和0x2b兩種情況：

十六進制：0023 
二進制：0000000000100 0 11 
段序號：4 
表類型：GDT 
特權(quán)級：Ring3 

十六進制：002B 
二進制：0000000000101 0 11 
段序號：5 
表類型：GDT 
特權(quán)級：Ring3 

Linux下我沒有找到可以直接用什么命令或者工具查看GDT的方式(如果你知道記得一定告訴我哦)，于是去源代碼中尋找答案：

看到了嗎，這兩項所描述的段和Windows一樣，基地址為0，大小為4GB。

Windows和Linux都選擇了通過這種方式架空了CPU的分段內(nèi)存管理機制。

但需要說明一下的時，雖然兩個操作系統(tǒng)都是這種情況，但并不意味著段機制徹底沒用到，CPU的任務(wù)管理TSS還是需要用到，這一點大家知道就行了。

64位情況

看到操作系統(tǒng)們都不待見這個分段式內(nèi)存管理，Intel似乎也感受到了這玩意確實很雞肋，于是到了64位平臺，徹底把段寄存器給打入了冷宮!

在Intel的指令手冊中，關(guān)于64位下的段寄存器是這樣描述的：

不管你的段寄存器中指向的段基址是什么內(nèi)容，都會被當成0來對待。

這一下，分段內(nèi)存管理，徹底涼涼了···

總結(jié)

好了，最后來總結(jié)一下。

無論是分段還是分頁，這是CPU自身的機制，操作系統(tǒng)在管理內(nèi)存時繞不過去，但通過巧妙的分段內(nèi)存設(shè)計，相當于把分段的概念給屏蔽了，由此造成了我們平時在談?wù)撎摂M地址翻譯時，忘記了段的存在，但不代表它真的不存在。

CPU硬件層面的工作必須是結(jié)合分段+分頁的內(nèi)存管理機制，操作系統(tǒng)是軟件繞不過去，所以采取了上面的方式應(yīng)付CPU了事。

從16位到32位再到如今普遍的64位，不同的時代，分段管理的實際情況都不一樣，大家在學(xué)習操作系統(tǒng)的時候一定不要死記硬背，而要結(jié)合實際情況哦。

現(xiàn)在分段和分頁，你弄清楚了嗎?

覺得有收獲的話，幫忙給軒轅分享轉(zhuǎn)發(fā)支持一下啊~