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2026-06-29 21:12:21 +08:00

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第5章 Pentium 微处理器保护模式存储管理（期末复习总结）

本章是《微机系统》课程的核心难点：Pentium 在保护模式下通过"分段 + 分页"两套机制，把程序员使用的虚地址最终转换为物理地址，同时提供内存保护、特权级保护和虚拟存储器。本章概念抽象、字段众多，是期末考试必考章节。

一、详细内容分析

1.1 虚拟存储器及其工作原理

1. 虚拟存储器定义

虚拟存储器（Virtual Memory） = 主存储器 + 辅助存储器 + 辅助硬件 + 操作系统管理软件组成的一种存储体系。

目标：增加主存的存储容量
性能特点：速度接近主存，单位造价接近辅存，性价比极高

2. 虚拟存储器 vs Cache 存储器

比较项	虚拟存储器	Cache 存储器
存储层次	主存 ↔ 辅存	Cache ↔ 主存
主要功能	增加主存速度与容量	增加 CPU 速度与主存容量
信息传送单位	信息块（段/页），长度较大	信息块（块/行），长度较小且固定
结构差别	CPU ↔ 主存 ↔ 辅存，主存不命中时由 OS 调度	CPU ↔ Cache ↔ 主存，CPU 与主存间有直接通路
实现方式	部分硬件 + OS 软件	全部硬件
透明性	对应用程序员透明；对存储管理软件程序员不透明	对所有程序员透明

这一点常考简答题：虚拟存储器和 Cache 的区别。

3. 三种地址空间及三种地址（重要概念）

地址空间类型	又称	用途	对应地址
虚拟地址空间	虚存地址空间	应用程序员编写程序用的地址空间	虚地址 / 逻辑地址
主存地址空间	实存地址空间	存储、运行程序的空间	主存物理地址 / 实地址
辅存地址空间	磁盘地址空间	存放程序及数据	辅存地址 / 磁盘地址

三者关系：程序先编写在虚拟空间；运行时由系统调入主存；若主存不够，部分内容调入辅存。

4. 虚拟存储器工作原理（存储管理方式）

Pentium 处理器支持的 3 种存储管理方式：段式、页式、段页式。

Pentium 的存储管理部件由两部分组成：

分段部件：将逻辑地址 → 连续的不分段的线性地址
分页部件：将线性地址 → 物理地址

工作流程（参考图 5.1.1）：

逻辑地址 ──► 分段部件 ──► 线性地址 ──► 分页部件 ──► 物理地址 ──► 主存
              │                                    │
              ▼ 不分页时省略                          ▼ 不命中时
           (线性地址 = 物理地址)               OS 调度 + 替换算法 → 辅存

转换失败 → 外部地址变换 → 检查主存是否有空闲区 → 无空闲则启动替换算法 → 把辅存内容调入主存，再访问。

1.2 实模式 vs 保护模式（基础对比）

项目	实模式	保护模式
地址位数	段基址 16 位 + 偏移 16 位，最大 1 MB	48 位存储指针（选择符+偏移），32 位偏移
段基址来源	段寄存器内容直接当基址（左移 4 位）	由段描述符（8 字节，含 32 位基址）提供
最大可寻址空间	1 MB（20 位地址）	4 GB（32 位物理地址）+ 64 TB 虚拟空间
段长度	固定 64 KB，由 16 位偏移限定	可变，最大 4 GB（限长 20 位 + G 粒度位）
段描述符	无	每个段有一个 8 字节描述符，由 GDT/LDT 管理
特权级	无	4 级（0~3）保护
内存保护	基本没有	段限长 / 类型 / 特权级多重保护
段寄存器内容	即段基址（高 16 位）	段选择符（可见）+ 段描述符缓存（不可见）
适用场景	DOS、早期 8086 程序	现代操作系统（Windows/Linux）

关键差异：实模式下"段寄存器内容 = 段基址"；保护模式下"段寄存器内容只是索引，要靠描述符表查出真正的段基址"。

保护模式如何进入：通过 CR0 的 PE 位（Protection Enable）= 1 进入。

1.3 分段存储管理

1. 分段基本思想

段式管理：把主存按"段"分配的存储管理方式
每个段由 段描述符 描述（含基址、界限、属性），组成 段描述符表
程序中每个逻辑段 → 经描述符表 → 映射到主存的任意位置（不一定连续）

2. 虚拟地址（逻辑地址）构成

Pentium 保护模式下使用 48 位存储器指针，但参与寻址的只有 46 位（RPL 2 位不参与寻址），可寻址空间 64 TB。

虚拟地址 (48 位) = 16 位段选择符 + 32 位偏移量

        ┌─────────────────┬─────────────────────────┐
位:     │      段选择符    │       偏移量            │
        │   16 位         │       32 位             │
        └─────────────────┴─────────────────────────┘
        47 ... 32         31 ... 0

段选择符 (16 位):
        ┌─────────────────┬─────┬─────┐
位:     │     INDEX       │ TI  │ RPL │
        │   13 位         │ 1 位 │ 2 位│
        └─────────────────┴─────┴─────┘
        15 ... 3          2     1  0

例：逻辑地址 0207:11223344H = 16 位选择符 0207H + 32 位偏移量 11223344H

3. 虚实地址转换（分段阶段）

转换流程（图 5.2.3）：

步骤 1: 取段选择符 (16 位) → 段寄存器
步骤 2: 拆分 INDEX(13) + TI(1) + RPL(2)
步骤 3: 若 TI=0 查 GDTR；若 TI=1 查 LDTR
步骤 4: 描述符地址 = GDTR/LDTR 基址 + INDEX × 8
步骤 5: 取出 8 字节段描述符（含 32 位基址）
步骤 6: 32 位基址 + 32 位偏移量 = 32 位线性地址
步骤 7:（若分页使能） 线性地址经分页 → 物理地址
       （若未分页） 线性地址即为物理地址

关键公式：线性地址 = 段描述符中的段基址 + 偏移量 8 字节对齐：因每个描述符占 8 字节，所以 ×8。

4. 段描述符分类

段描述符
├── 程序段描述符 (S=1)
│   ├── 代码段描述符
│   ├── 堆栈段描述符
│   └── 数据段描述符
└── 系统段描述符 (S=0)
    ├── 任务状态段 (TSS) 描述符
    ├── 局部描述符表 (LDT) 描述符
    └── 门描述符
        ├── 调用门描述符
        ├── 任务门描述符
        ├── 中断门描述符
        └── 陷阱门描述符

描述符由编译程序、连接程序、装入程序或操作系统产生。

1.4 段描述符的格式（高频考点）

1. 程序段描述符（8 字节）

字节偏移	D7	D6	D5	D4	D3
0	段界限 7~0
1	段界限 15~8
2	段基址 7~0
3	段基址 15~8
4	段基址 23~16
5	P(1)	DPL(2)		S(1)	TYPE(4)
6	G(1)	D/B(1)	0(1)	AVL(1)	段界限 19~16
7	段基址 31~24

各字段含义：

基址（Base Address）：32 位，给出本段在 4 GB 物理地址空间中的起始位置
段界限（Segment Limit）：20 位，本段的长度，单位由 G 位 决定
粒度位 G：G=0 时单位为字节；G=1 时单位为 4 KB
- G=0：段长最大 1 MB
- G=1：段长最大 4 GB
分类 S：S=0 表示系统段描述符；S=1 表示非系统段描述符
存在位 P：P=1 该段在内存中；P=0 该段不在内存中（页面会调度）
系统可用位 AVL：AVL=1 系统软件可用本段；AVL=0 系统软件不能用本段
特权级 DPL：2 位，定义段的特权级（4 级：00、01、10、11）
- 0 级最高（内核），3 级最低（用户）
- 用 DPL 字段控制对这个段的访问
类型 TYPE：在不同段描述符中格式不同
- 数据段/堆栈段 (E=0)：ED（扩展方向）、W（可写）、A（已访问）
- 代码段 (E=1)：C（一致性）、R（可读）、A（已访问）
D/B 位：默认操作数 / 地址类型选择
- 代码段称 D 位：指示操作数长度和有效地址长度
- 堆栈段称 B 位：指示 ESP 或 SP
- 数据段称 B 位：指示操作数长度

2. 系统段描述符 / 门描述符

分类 S=0 是系统段描述符，TYPE 类型含义与程序段不同：

TYPE	段/门类型	TYPE	段/门类型
0000	未定义	1000	未定义
0001	286 TSS，非忙	1001	TSS 描述符，非忙
0010	LDT 描述符	1010	未定义（保留）
0011	286 TSS，忙	1011	TSS 描述符，忙
0100	286 调用门	1100	386 调用门
0101	任务门	1101	未定义
0110	286 中断门	1110	中断门
0111	286 陷阱门	1111	陷阱门

3. 门描述符

门：用来控制从一段程序到另一段程序 / 从一个任务到另一个任务的转移
门描述符给出一个逻辑地址及转入此地址的约束，用于控制转入目标代码段的入口点

门描述符的格式（8 字节）：

字节	内容
0	偏移地址 7~0
1	偏移地址 15~8
2	段选择符 7~0
3	段选择符 15~8
4	字计数（Word Count）
5	P(存在) + DPL(2) + S(分类) + TYPE(类型)
6	偏移地址 23~16
7	偏移地址 31~24

字计数：指示调用门要从调用者堆栈复制多少字参数到被调用程序堆栈（仅用于特权级变化的调用门）
P=1：描述符内容有效；P=0：描述符内容无效

1.5 各种描述符表及寄存器

1. 全局描述符表 GDT

GDT：由段描述符组成，系统程序产生
系统中只有一个 GDT
GDT 中保存的描述符类型：除中断门、陷阱门外的各类描述符（含 LDT 描述符、TSS 描述符、各种程序段描述符）
GDTR 寄存器：48 位，含 32 位基址 + 16 位界限

GDT 寻址公式：

段描述符地址 = INDEX × 8 + GDTR 中基址     (当 TI=0 查 GDT)

注意：GDTR 中已存好 GDT 的基址和界限；段选择符 × 8 用于索引（每个描述符 8 字节）。

2. 局部描述符表 LDT

LDT：每个任务一个；除可访问全局描述符表外，每个任务还可访问自己的局部描述符表
起到任务间隔离、保护的作用
LDTR 寄存器：指向当前 LDT，由 16 位段选择符 + 32 位基址 + 20 位界限 + 12 位属性 组成（程序可见部分仅 16 位选择符）
LDT 中通常没有 TSS、LDT、中断门、陷阱门

LDT 寻址（图 5.2.6）：

LDTR 中装入段选择符
该选择符指向 GDT 中的一个 LDT 描述符
通过 LDT 描述符得到 LDT 的基址与界限
实际访问：LDT 中再以"INDEX × 8 + LDT 基址"得到段描述符

3. 中断描述符表 IDT

IDT：保存中断处理程序入口的门描述符
整个系统只有一个 IDT，含中断门、陷阱门、任务门（通常无调用门）
IDTR 寄存器：48 位，含 32 位基址 + 16 位界限

IDT 寻址公式：

门描述符地址 = 中断类型码 × 8 + IDTR 中 IDT 基址

每个门与一个中断类型码对应。

4. 任务状态段 TSS

TSS：保存任务执行时机器状态（各寄存器、CR3 等）及任务间关联信息
支持任务管理（任务切换）
TR（任务寄存器）：由 16 位段选择符、32 位基址、20 位界限、12 位属性组成
TSS 描述符由 TR 寻址：先把 TR 中选择符指向 GDT 中的 TSS 描述符，再由描述符找到 TSS

TSS 加载触发任务切换的途径：

LTR（装入任务寄存器指令）
STR（保存任务寄存器指令）
保护模式下远跳转 JMP / 远调用 CALL
任务门

1.6 段选择符详解

1. 段选择符结构（再次强调，高频考点）

段选择符	索引字段 INDEX	表选择位 TI	请求特权级 RPL
总位数	13 位	1 位	2 位

各字段含义：

INDEX（13 位）：索引值 ×8 = 相对 GDT/LDT 首地址的偏移量；再加描述符表的基址（来自 GDTR 或 LDTR）= 段描述符在表中的地址
TI（1 位）：
- TI=0：选全局描述符表 GDT
- TI=1：选局部描述符表 LDT
RPL（2 位）：4 个特权级 00、01、10、11（0 级最高，3 级最低）；不参与寻址；表示请求这个段的程序自身的特权级

2. 段选择符如何装入段寄存器

（1）直接加载段寄存器指令：MOV、POP 指令等（显式加载）

（2）隐含装段寄存器指令：段间调用 CALL、段间跳转 JMP 等（隐式修改 CS）

1.7 保护模式下的访问操作与保护机制

1. 保护机制分类

(1) 任务间存储空间的保护

通过任务的 LDT，每个任务确定自己的虚拟存储器空间
起到任务间隔离、保护的作用

(2) 段属性和界限的保护

段寄存器加载时，进行 段存在性、类型、段限等检查
保证正确的访问

(3) 特权级与特权级保护

4 个特权级别：0 级、1 级、2 级、3 级（对应 CPL/DPL/RPL）
3 种形式的特权管理：
- 当前特权级 CPL：当前正在执行的代码段所具有的访问特权级（= CS 寄存器的低 2 位）
- 描述符特权级 DPL：段固有的特权级，存放在段描述符的 DPL 字段
- 请求特权级 RPL：新装入段寄存器的段选择符的特权级，存放在段选择符的低 2 位；一般为生成这个选择符的程序的特权级

特权管理规则（核心规则）：

特权级为 P 的段中存储的数据 → 只能由特权级高于或等于 P 的段中运行的程序访问
特权级为 P 的代码段/过程 → 只能由在低于或等于 P 的特权级下执行的程序调用

记忆口诀：数据访问"低 → 高受限"；代码调用"高 → 低受限"。即数据访问要求调用者特权级不低于数据段 DPL；调用代码段则反过来要求调用者特权级不高于目标段 DPL。

2. 数据段访问及其特权级检查

数据段访问流程（图 5.3.2）：

选择符装入数据段寄存器 DS，同时触发取描述符（从 GDT 或 LDT 装入 DS 的不可见部分）
进行：段是否存在、段类型、特权级等检查
特权级要求：
- 数据段：DPL ≥ MAX(CPL, RPL) （数据段"保护"自己，不让低特权级访问）
- 堆栈段：CPL = RPL = DPL （堆栈特权级三者必须完全一致）
对于不改变段的存储器数据访问，直接从 DS 不可见部分取段基址
与偏移量相加形成线性地址
段限检查：偏移不能超过段限

3. 任务内的段间转移及其特权级检查

控制转移分类树（图示）：

转移
├── 任务内转移
│   ├── 段内 (NEAR)
│   └── 段间 (FAR)
│       ├── 同一特权级：直接转移，用段描述符（JMP/CALL/RET/IRET）
│       └── 不同特权级：间接转移，用调用门（调用），中断门/陷阱门（中断）
└── 任务间切换
    ├── 直接：用 TSS 描述符
    └── 间接：用任务门

任务内段间控制转移的描述符访问规则（表 5.3.1）：

控制转移类型	操作类型	引用的描述符	涉及的描述符表
同一个特权级	JMP、CALL、RET、IRET	代码段	GDT / LDT
同一个特权级	CALL	调用门	GDT / LDT
或转移到更高特权级	中断指令、异常、外部中断	陷阱门、中断门	IDT
转移到较低特权级	RET、IRET	代码段	GDT / LDT

注：使用 IRET 控制转移时，需嵌套任务位 NT=0。

(1) 段间直接转移的操作过程：

送入 CS 的是代码段选择符 → 触发段间直接转移
操作过程类似访问数据段
保护检查：段是否存在、段类型、特权级、段限
特权级：
- CPL = DPL，或
- CPL > DPL，且目标段描述符 C 位 = 1（一致性代码段）→ 在 CPL 级上执行目标段

(2) 段间间接转移（使用调用门）：

当送入 CS 的选择符选择了调用门描述符，触发段间间接转移
调用门按数据段保护：调用门的特权级 DPL 必须满足数据段的规则
目标地址的段选择符装入 CS，触发类似段间直接转移
目标段按代码段保护

1.8 分页存储管理（重点/难点）

1. 分页基本思想

分页：将程序分成若干个**大小相同（4 KB）**的连续区域（页）
段长可变，页长固定
缺点：每次分配最少 1 页，即使所需容量小于 1 页

2. 两级页表结构（Pentium 二级页表）

线性地址 (32 位)
──────────────────────────────────────────────────
   页目录索引 DIR       页表索引 PAGE        页内偏移 OFFSET
       10 位               10 位               12 位
   (A31~A22)          (A21~A12)           (A11~A0)

两级页表的层次结构：

CR3 ────► 页目录（一级页表）
              ├── 页目录项 0 ─► 页表 0 ────► 物理页 0（4KB）
              ├── 页目录项 1 ─► 页表 1 ────► 物理页 1（4KB）
              ├── ...
              └── 页目录项 1023 ─► 页表 1023 ─► 物理页 1023（4KB）

每个页目录 / 页表含 1024 项，每项 4 字节，故一个页目录 / 页表占 4 KB。

3. 页目录与页表项格式

(1) 页目录项（4 字节）

D31 ~ D12	D11 ~ D10	D9	D8 ~ D7	D6	D5	D4	D3	D2	D1	D0
页表基址（20 位）	AV(2)	0	L	A	PCD	PWT	U/S	R/W	P
	系统保留			访问	Cache 禁止	写直达	用户/系统	读/写	存在

(2) 页表项（4 字节）

D31 ~ D12	D11 ~ D10	D9	D8 ~ D7	D6	D5	D4	D3	D2	D1	D0
页面基址（20 位）	AV(2)	0	L	D	A	PCD	PWT	U/S	R/W	P
	系统保留			修改	访问	Cache 禁止	写直达	用户/系统	读/写	存在

主要字段：

基址 20 位：页表 / 页面的物理起始地址（4 KB 对齐）
P（存在位）：P=1 存在，P=0 不存在
R/W（读/写）：R/W=0 只读；R/W=1 可写
U/S（用户/系统）：U/S=0 系统级；U/S=1 用户级
A（访问位）：访问过置 1
D（修改位）：写过置 1（脏位）

4. 分页转换机制（详细步骤）

分页通过查表实现 32 位线性地址 → 32 位物理地址 的转换。具体步骤（参考图 5.5.3）：

第 1 步：4 KB 长的页目录存储在 CR3 寄存器所指物理地址（"根地址"），该地址是 4 K 的倍数
第 2 步：取线性地址的最高 10 位（A31~A22），作为页目录索引：
- 实际地址 = CR3 中页目录基址 + DIR × 4
- 读出对应 页目录项（4 字节），得到下一级页表的基址
第 3 步：取线性地址的中间 10 位（A21~A12），作为页表索引：
- 实际地址 = 页表基址 + PAGE × 4
- 读出对应 页表项（4 字节），得到物理页的基址（4 KB 的倍数）
第 4 步：取线性地址的低 12 位（A11~A0）作为 页内偏移：
- 物理地址 = 物理页基址 + OFFSET

转换算法：

DIR     = linear_addr[31:22]
PAGE    = linear_addr[21:12]
OFFSET  = linear_addr[11:0]

页目录项地址 = CR3 + DIR × 4
页表基址 = (页目录项 & 0xFFFFF000)            // 取高 20 位
页表项地址 = 页表基址 + PAGE × 4
物理页基址 = (页表项 & 0xFFFFF000)            // 取高 20 位
物理地址 = 物理页基址 | OFFSET                // 低 12 位 = OFFSET

5. TLB（转换旁视缓冲）

TLB：缓存"线性地址（高 20 位）"与"物理页基址"的对应关系
目的：提高地址转换效率，避免每次都查两级页表
转换时，用线性地址高 20 位作关键字查 TLB：命中 → 直接得到物理页基址；不命中 → 查两级页表

6. 页保护

通过页表项中的 R/W 和 U/S 位实现
R/W：R/W=0 只读；R/W=1 可写
U/S：U/S=0 系统特权级（0、1、2）可访问；U/S=1 用户特权级（3）也可访问
与 CPL（当前特权级）配合：
- 0/1/2 级程序访问 U/S=0 的页 → 允许
- 任何级程序访问 U/S=1 的页 → 允许
- 0/1/2 级程序访问 U/S=1 的页做写且 R/W=0 → 禁止
- 3 级程序访问 U/S=0 的页 → 禁止

1.9 段页式存储管理的寻址过程（图 5.6.1，综合性最强）

完整转换流程：

虚拟地址 (48 位)
   │
   │  16 位段选择符 + 32 位偏移量
   ▼
【分段阶段】
   段选择符 ──► 段描述符表（GDT/LDT）──► 32 位段基址 ──┐
                                                       │
   32 位偏移量  ─────────────────────────────────────►(+)───► 32 位线性地址
   ▼
【分页阶段】
   32 位线性地址 = DIR(10) + PAGE(10) + OFFSET(12)
                   │
                   ▼
   CR3 ──► 页目录 ──► 页表 ──► 物理页 ──► 物理地址
                            [DIR][PAGE]
                            索引 ×4  索引 ×4
                            + OFFSET
   ▼
32 位物理地址 ──► 主存

Pentium 三种存储管理模式的特点：

模式	特点
分段不分页	二维虚地址 → 32 位线性地址 = 物理地址
分段分页	由分段部件和分页部件共同管理（最常用）
不分段分页	程序不提供段选择符，只用 32 位有效地址（直接作为线性地址）

二、考点总结（期末复习必看）

A. 高频考点（一定要掌握）

【高频】 实模式 vs 保护模式的区别
- 实模式：段寄存器内容即基址（左移 4 位），地址线 20 位，最大 1 MB，固定 64 KB 段，无保护
- 保护模式：段选择符 + 段描述符（8 字节），32 位偏移，最大 4 GB 段，4 级特权，多重保护
【高频】 段选择符 16 位结构：INDEX(13) + TI(1) + RPL(2)
- TI=0 选 GDT；TI=1 选 LDT
- RPL 表示请求特权级，不参与寻址
- INDEX × 8 = 相对描述符表首地址的偏移
【高频】 段描述符 8 字节结构：基址 32 位 + 限长 20 位 + 属性（G/D/B/AVL/P/DPL/S/TYPE）
- 32 位基址分布在第 2、3、4、7 字节；20 位限长分布在第 0、1、6 字节高 4 位
- G=0 单位字节；G=1 单位 4 KB
【高频】 GDT vs LDT 区别
- GDT：整个系统唯一，含除中断门/陷阱门外的所有描述符；由 GDTR 直接指向
- LDT：每个任务一个，含代码/数据/堆栈/任务门/调用门，但不含 TSS/LDT/中断门/陷阱门；由 LDTR 中的选择符指向 GDT 中的 LDT 描述符来找到
【高频】 分页机制两级页表结构
- 页目录 1024 项 × 4B = 4 KB，由 CR3 指向
- 页表 1024 项 × 4B = 4 KB
- 每页 4 KB
- 总可寻址空间 = 1024 × 1024 × 4 KB = 4 GB
【高频】 线性地址 → 物理地址转换步骤
- DIR（A31~A22，10 位） → 页目录索引
- PAGE（A21~A12，10 位） → 页表索引
- OFFSET（A11~A0，12 位） → 页内偏移
- 公式：物理地址 = (页目录项[DIR]→页表基址 + PAGE×4 → 页表项基址) & 0xFFFFF000 | OFFSET
【高频】 虚拟地址、线性地址、物理地址三者关系
- 虚拟地址（48 位 = 16 位选择符 + 32 位偏移） —[分段]→ 线性地址（32 位）—[分页]→ 物理地址（32 位）
- 不分页时：线性地址 = 物理地址
【高频】 特权级划分与保护规则
- 4 级：0（最高，内核）→ 1 → 2 → 3（最低，用户）
- CPL（当前特权级）= CS 低 2 位
- DPL（描述符特权级）= 描述符字段
- RPL（请求特权级）= 段选择符低 2 位
- 规则 1：数据段 DPL ≥ MAX(CPL, RPL)
- 规则 2：堆栈段 CPL = RPL = DPL
- 规则 3：代码段 CPL = DPL，或 CPL > DPL 且 C 位 = 1（一致性代码段）
- 控制转移特权规则：特权高的段能访问特权低的数据；调用特权低的代码段需通过调用门

B. 其他常考要点

Pentium 支持的 3 种存储管理：段式、页式、段页式
段描述符分类：程序段描述符（代码/堆栈/数据）、系统段描述符（TSS/LDT/门）；门又分调用门/任务门/中断门/陷阱门
门描述符：含 16 位选择符、32 位偏移、P/DPL/S/TYPE/字计数
TSS：保存任务切换所需的全部寄存器状态，由 TR 寻址
IDT 寻址：中断类型码 × 8 + IDTR 基址
GDT 寻址：INDEX × 8 + GDTR 基址
TSS 入口：TR 选择符 → GDT 中的 TSS 描述符 → 得到 TSS 基址
Pentium 段段最大长度：G=0 时 1 MB；G=1 时 4 GB
Pentium 段空间：可寻址 64 TB 虚拟空间（48 位指针）
CR3 必须为 4 K 倍数：因页目录按页对齐
段属性保护检查：段存在性、段类型、段限、特权级
保护机制 3 类：任务间存储保护、段属性界限界限保护、特权级保护
任务内段间控制转移：同特权级 JMP/CALL/RET/IRET + 代码段；同或更高特权级 CALL + 调用门；中断/异常 → 陷阱门/中断门；较低特权级 RET/IRET
任务间切换：直接用 TSS 描述符；间接用任务门

C. 常见题型

1. 计算 / 分析题（数值题）

给定段选择子求段描述符位置
- 例：选择子 = 0023H（即 0000 0000 0010 0011 B），INDEX = 0000 0000 0100 = 4，TI = 0，RPL = 3
- 段描述符地址 = GDTR 基址 + 4 × 8 = GDTR 基址 + 32
- 属于 GDT（TI=0）
给定 GDTR 内容求选择子对应的描述符
- 设 GDTR 基址 = 1000_0000H，限长 = 0FFFH（最多 2048 项描述符）
- 选择子 = 0050H → INDEX = 010 0000B = 32 → 描述符地址 = 1000_0000H + 32×8 = 1000_0100H
给定线性地址求物理地址
- 例：线性地址 = 00C02098H
- DIR = 0000 0000 11 = 3
- PAGE = 0000 0000 10 = 2
- OFFSET = 0000 1001 1000 = 098H
- 假设 CR3 = 0023_0000H，页目录项 [3] = 0101_0003H（含 PCD/PWT/U/S/RW/P），有效基址 = 0101_0000H
- 页表基址 = 0101_0000H
- 页表项 [2] = 0016_0005H（页面 2），有效基址 = 0016_0000H
- 物理地址 = 0016_0000H + 098H = 0016_0098H
特权级判定
- 若 CPL=3，DPL=2，访问数据段 → DPL(=2) ≥ MAX(CPL,RPL=3)=3？否，禁止
- 若 CPL=0，DPL=2，访问数据段 → 2≥MAX(0,0)=0，允许

2. 简答题

简述分页机制的优点 / 缺点
- 优点：① 页大小固定，便于管理；② 实现虚拟存储器，提高主存利用率；③ 支持内存保护（R/W、U/S）；④ 便于共享
- 缺点：① 每次分配至少 1 页，存在内部碎片；② 需要两级页表，访存两次（TLB 缓解）；③ 地址转换开销大
保护模式的主要特点
- ① 32 位地址空间，段最大 4 GB
- ② 通过描述符实现段的基址、限长、属性管理
- ③ 4 级特权级保护
- ④ 支持分页机制，可实现虚拟存储器
- ⑤ 支持多任务切换（TSS）
- ⑥ 通过门机制实现受控的特权级转移
特权级的意义
- 实现资源的分层保护
- 内核（0 级）独占关键资源，用户程序（3 级）受限访问
- 通过 CPL/DPL/RPL 三层特权共同控制访问授权
GDT/LDT/IDT 各自的作用与区别
- GDT：全局描述符表，整个系统一个，存所有公共描述符
- LDT：局部描述符表，每个任务一个，存本任务私有描述符
- IDT：中断描述符表，整个系统一个，存中断/陷阱/任务门描述符
段式、页式、段页式存储管理的比较
- 段式：按逻辑分段，长度可变，易于共享，但碎片大
- 页式：固定大小，无外部碎片，但分配至少 1 页
- 段页式：兼具两者优点（先分段再分页），是 Pentium 的主流方案

三、本章知识结构图（速记版）

第5章 保护模式存储管理
├── 5.1 虚拟存储器
│   ├── 定义、目标
│   ├── 3 种地址空间（虚地址/主存/辅存）
│   └── 工作原理（分段+分页部件）
├── 5.2 分段存储管理
│   ├── 5.2.1 基本思想、虚拟地址构成（16+32）
│   ├── 5.2.2 段描述符（程序段、系统段、门）
│   │       └── 8 字节格式：基址32+限长20+属性
│   ├── 5.2.3 GDT + GDTR（48 位 = 32+16）
│   ├── 5.2.4 LDT + LDTR
│   ├── 5.2.5 IDT + IDTR
│   ├── 5.2.6 TSS + TR
│   └── 5.2.7 段选择符（INDEX13+TI1+RPL2）
├── 5.3 保护机制与访问操作
│   ├── 任务间存储保护（LDT 隔离）
│   ├── 段属性/界限保护
│   ├── 特权级保护（CPL/DPL/RPL）
│   ├── 数据段访问检查
│   └── 段间转移检查（JMP/CALL/中断门/陷阱门）
├── 5.5 分页存储管理
│   ├── 两级页表（CR3 → 页目录 → 页表 → 物理页）
│   ├── 线性地址 = DIR(10)+PAGE(10)+OFFSET(12)
│   ├── 转换 4 步法
│   ├── TLB（转换旁视缓冲）
│   └── 页保护（R/W、U/S）
└── 5.6 段页式存储管理
    ├── 三种工作模式：分段不分页 / 分段分页 / 不分段分页
    └── 完整寻址流程：虚地址→[分段]→线性→[分页]→物理

四、易混淆点对比表

对比项	关键区别
GDT vs LDT	系统唯一 vs 每任务一个；GDT 不含 IDT，LDT 不含 TSS/LDT/IDT
CPL vs DPL vs RPL	CPL 是当前代码段的特权级；DPL 是被访问段固有的；RPL 是请求者的
段基址 vs 物理页基址	段基址 32 位任意值；物理页基址 20 位（4 KB 对齐）
数据段访问 vs 代码段调用	数据访问：低 → 高受限；代码调用：高 → 低受限
IDT 中门 vs GDT/LDT 中门	IDT 中的门用于中断/异常；GDT/LDT 中的门用于任务内调用
段描述符 vs 门描述符	段描述符描述一个段；门描述符描述一个跳转入口（含目标地址）
TSS vs GDT/LDT	TSS 是任务状态段（程序可见）；GDT/LDT 是描述符表
TLB 命中 vs 不命中	命中：1 次访问得物理页；不命中：查两级页表（2 次额外访问）

复习建议：本章是《微机系统》期末考试的核心难点，重点复习段选择符结构、段描述符结构、GDT/LDT 区别、线性地址到物理地址的两级页表转换、特权级检查规则、段式/页式/段页式三种存储管理方式。建议配套做 3~5 道综合题（含地址转换、特权级判定），效果最好。

（文件结束）

31 KiB Raw Permalink Blame History Unescape Escape