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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）
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> 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。
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## 一、详细内容分析
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### 1.1 虚拟存储器及其工作原理
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#### 1. 虚拟存储器定义
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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。
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- **目标**：增加主存的存储容量
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- **性能特点**：速度接近主存，单位造价接近辅存，性价比极高
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#### 2. 虚拟存储器 vs Cache 存储器
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| 比较项 | 虚拟存储器 | Cache 存储器 |
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|---|---|---|
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| 存储层次 | 主存 ↔ 辅存 | Cache ↔ 主存 |
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| 主要功能 | 增加主存速度与容量 | 增加 CPU 速度与主存容量 |
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| 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 |
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| 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 |
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| 实现方式 | 部分硬件 + OS 软件 | 全部硬件 |
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| 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 |
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> 这一点常考简答题：**虚拟存储器和 Cache 的区别**。
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#### 3. 三种地址空间及三种地址（重要概念）
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| 地址空间类型 | 又称 | 用途 | 对应地址 |
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|---|---|---|---|
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| 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 |
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| 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 |
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| 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 |
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**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。
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#### 4. 虚拟存储器工作原理（存储管理方式）
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Pentium 处理器支持的 3 种存储管理方式：**段式、页式、段页式**。
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Pentium 的存储管理部件由两部分组成：
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- **分段部件**：将逻辑地址 → 连续的不分段的线性地址
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- **分页部件**：将线性地址 → 物理地址
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工作流程（参考图 5.1.1）：
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```
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逻辑地址 ──► 分段部件 ──► 线性地址 ──► 分页部件 ──► 物理地址 ──► 主存
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│ │
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▼ 不分页时省略 ▼ 不命中时
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(线性地址 = 物理地址) OS 调度 + 替换算法 → 辅存
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```
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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。
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### 1.2 实模式 vs 保护模式（基础对比）
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| 项目 | 实模式 | 保护模式 |
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|---|---|---|
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| 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 |
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| 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 |
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| 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 |
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| 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） |
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| 段描述符 | 无 | 每个段有一个 8 字节描述符，由 GDT/LDT 管理 |
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| 特权级 | 无 | 4 级（0~3）保护 |
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| 内存保护 | 基本没有 | 段限长 / 类型 / 特权级 多重保护 |
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| 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） |
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| 适用场景 | DOS、早期 8086 程序 | 现代操作系统（Windows/Linux） |
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> **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"。
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保护模式如何进入：通过 CR0 的 PE 位（Protection Enable）= 1 进入。
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### 1.3 分段存储管理
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#### 1. 分段基本思想
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- **段式管理**：把主存按"段"分配的存储管理方式
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- 每个段由 **段描述符** 描述（含基址、界限、属性），组成 **段描述符表**
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- 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）
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#### 2. 虚拟地址（逻辑地址）构成
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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。
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```
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虚拟地址 (48 位) = 16 位段选择符 + 32 位偏移量
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┌─────────────────┬─────────────────────────┐
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位: │ 段选择符 │ 偏移量 │
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│ 16 位 │ 32 位 │
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└─────────────────┴─────────────────────────┘
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47 ... 32 31 ... 0
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段选择符 (16 位):
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┌─────────────────┬─────┬─────┐
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位: │ INDEX │ TI │ RPL │
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│ 13 位 │ 1 位 │ 2 位│
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└─────────────────┴─────┴─────┘
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15 ... 3 2 1 0
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```
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例：逻辑地址 `0207:11223344H` = 16 位选择符 0207H + 32 位偏移量 11223344H
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#### 3. 虚实地址转换（分段阶段）
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转换流程（图 5.2.3）：
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步骤 1: 取段选择符 (16 位) → 段寄存器
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步骤 2: 拆分 INDEX(13) + TI(1) + RPL(2)
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步骤 3: 若 TI=0 查 GDTR；若 TI=1 查 LDTR
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步骤 4: 描述符地址 = GDTR/LDTR 基址 + INDEX × 8
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步骤 5: 取出 8 字节段描述符（含 32 位基址）
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步骤 6: 32 位基址 + 32 位偏移量 = 32 位线性地址
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步骤 7:（若分页使能） 线性地址经分页 → 物理地址
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（若未分页） 线性地址即为物理地址
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```
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> 关键公式：**线性地址 = 段描述符中的段基址 + 偏移量**
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> 8 字节对齐：因每个描述符占 8 字节，所以 ×8。
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#### 4. 段描述符分类
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```
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段描述符
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├── 程序段描述符 (S=1)
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│ ├── 代码段描述符
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│ ├── 堆栈段描述符
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│ └── 数据段描述符
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└── 系统段描述符 (S=0)
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├── 任务状态段 (TSS) 描述符
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├── 局部描述符表 (LDT) 描述符
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└── 门描述符
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├── 调用门描述符
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├── 任务门描述符
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├── 中断门描述符
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└── 陷阱门描述符
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```
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描述符由编译程序、连接程序、装入程序或操作系统产生。
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### 1.4 段描述符的格式（高频考点）
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#### 1. 程序段描述符（8 字节）
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| 字节偏移 | D7 | D6 | D5 | D4 | D3 | D2 | D1 | D0 | 含义 |
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|---|---|---|---|---|---|---|---|---|---|
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| 0 | 段界限 7~0 |||||||||| 段限低 8 位 |
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| 1 | 段界限 15~8 |||||||||| 段限次高 8 位 |
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| 2 | 段基址 7~0 |||||||||| 基址低 8 位 |
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| 3 | 段基址 15~8 |||||||||| 基址次高 8 位 |
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| 4 | 段基址 23~16 ||||||||| 基址 |
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| 5 | P(1) | DPL(2) || S(1) | TYPE(4) |||||| 存在/特权级/类型 |
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| 6 | G(1) | D/B(1) | 0(1) | AVL(1) | 段界限 19~16 |||||| 粒度与段限高 4 位 |
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| 7 | 段基址 31~24 |||||||||| 基址高 8 位 |
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各字段含义：
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1. **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
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2. **段界限（Segment Limit）**：20 位，本段的长度，单位由 **G 位** 决定
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3. **粒度位 G**：G=0 时单位为字节；G=1 时单位为 4 KB
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- G=0：段长最大 `1 MB`
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- G=1：段长最大 `4 GB`
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4. **分类 S**：S=0 表示系统段描述符；S=1 表示非系统段描述符
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5. **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）
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6. **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
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7. **特权级 DPL**：2 位，定义段的特权级（4 级：00、01、10、11）
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- 0 级最高（内核），3 级最低（用户）
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- 用 DPL 字段控制对这个段的访问
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8. **类型 TYPE**：在不同段描述符中格式不同
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- **数据段/堆栈段 (E=0)**：ED（扩展方向）、W（可写）、A（已访问）
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- **代码段 (E=1)**：C（一致性）、R（可读）、A（已访问）
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9. **D/B 位**：默认操作数 / 地址类型选择
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- 代码段称 D 位：指示操作数长度和有效地址长度
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- 堆栈段称 B 位：指示 ESP 或 SP
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- 数据段称 B 位：指示操作数长度
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#### 2. 系统段描述符 / 门描述符
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分类 S=0 是系统段描述符，**TYPE 类型含义与程序段不同**：
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| TYPE | 段/门类型 | TYPE | 段/门类型 |
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|---|---|---|---|
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| 0000 | 未定义 | 1000 | 未定义 |
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| 0001 | 286 TSS，非忙 | 1001 | TSS 描述符，非忙 |
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| 0010 | **LDT 描述符** | 1010 | 未定义（保留） |
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| 0011 | 286 TSS，忙 | 1011 | TSS 描述符，忙 |
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| 0100 | 286 调用门 | 1100 | 386 调用门 |
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| 0101 | 任务门 | 1101 | 未定义 |
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| 0110 | 286 中断门 | 1110 | 中断门 |
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| 0111 | 286 陷阱门 | 1111 | 陷阱门 |
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#### 3. 门描述符
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- **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
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- 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
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门描述符的格式（8 字节）：
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| 字节 | 内容 |
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|---|---|
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| 0 | 偏移地址 7~0 |
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| 1 | 偏移地址 15~8 |
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| 2 | 段选择符 7~0 |
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| 3 | 段选择符 15~8 |
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| 4 | 字计数（Word Count） |
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| 5 | P(存在) + DPL(2) + S(分类) + TYPE(类型) |
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| 6 | 偏移地址 23~16 |
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| 7 | 偏移地址 31~24 |
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- 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）
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- P=1：描述符内容有效；P=0：描述符内容无效
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### 1.5 各种描述符表及寄存器
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#### 1. 全局描述符表 GDT
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- **GDT**：由段描述符组成，系统程序产生
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- 系统中**只有一个 GDT**
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- **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）
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- **GDTR 寄存器**：48 位，含 32 位基址 + 16 位界限
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**GDT 寻址公式**：
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```
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段描述符地址 = INDEX × 8 + GDTR 中基址 (当 TI=0 查 GDT)
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```
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> 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）。
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#### 2. 局部描述符表 LDT
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- **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
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- 起到**任务间隔离、保护**的作用
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- **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）
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- **LDT 中通常没有 TSS、LDT、中断门、陷阱门**
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LDT 寻址（图 5.2.6）：
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1. LDTR 中装入段选择符
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2. 该选择符指向 GDT 中的一个 LDT 描述符
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3. 通过 LDT 描述符得到 LDT 的基址与界限
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4. 实际访问：LDT 中再以"INDEX × 8 + LDT 基址"得到段描述符
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#### 3. 中断描述符表 IDT
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- **IDT**：保存中断处理程序入口的门描述符
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- 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）
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- **IDTR 寄存器**：48 位，含 32 位基址 + 16 位界限
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**IDT 寻址公式**：
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```
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门描述符地址 = 中断类型码 × 8 + IDTR 中 IDT 基址
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```
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每个门与一个中断类型码对应。
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#### 4. 任务状态段 TSS
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- **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
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- 支持任务管理（任务切换）
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- **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
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- 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
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TSS 加载触发任务切换的途径：
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- LTR（装入任务寄存器指令）
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- STR（保存任务寄存器指令）
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- 保护模式下远跳转 JMP / 远调用 CALL
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- 任务门
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### 1.6 段选择符详解
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#### 1. 段选择符结构（再次强调，高频考点）
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| 段选择符 | 索引字段 INDEX | 表选择位 TI | 请求特权级 RPL |
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|---|---|---|---|
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| 总位数 | 13 位 | 1 位 | 2 位 |
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各字段含义：
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- **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
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- **TI（1 位）**：
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- TI=0：选全局描述符表 GDT
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- TI=1：选局部描述符表 LDT
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- **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
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#### 2. 段选择符如何装入段寄存器
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**（1）直接加载段寄存器指令**：MOV、POP 指令等（显式加载）
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**（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）
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### 1.7 保护模式下的访问操作与保护机制
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#### 1. 保护机制分类
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**(1) 任务间存储空间的保护**
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- 通过任务的 LDT，每个任务确定自己的虚拟存储器空间
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- 起到**任务间隔离、保护**的作用
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**(2) 段属性和界限的保护**
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- 段寄存器加载时，进行 **段存在性**、**类型**、**段限**等检查
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- 保证正确的访问
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**(3) 特权级与特权级保护**
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- 4 个特权级别：0 级、1 级、2 级、3 级（对应 CPL/DPL/RPL）
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- 3 种形式的特权管理：
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- **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）
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- **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
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- **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
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**特权管理规则（核心规则）**：
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- 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
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- 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
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> 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。
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#### 2. 数据段访问及其特权级检查
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数据段访问流程（图 5.3.2）：
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1. 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）
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2. 进行：段是否存在、段类型、特权级等检查
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3. 特权级要求：
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- **数据段**：`DPL ≥ MAX(CPL, RPL)` （数据段"保护"自己，不让低特权级访问）
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- **堆栈段**：`CPL = RPL = DPL` （堆栈特权级三者必须完全一致）
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4. 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
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||
5. 与偏移量相加形成线性地址
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||
6. 段限检查：偏移不能超过段限
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||
#### 3. 任务内的段间转移及其特权级检查
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**控制转移分类树（图示）**：
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```
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转移
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├── 任务内转移
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│ ├── 段内 (NEAR)
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│ └── 段间 (FAR)
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│ ├── 同一特权级：直接转移，用段描述符（JMP/CALL/RET/IRET）
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│ └── 不同特权级：间接转移，用调用门（调用），中断门/陷阱门（中断）
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||
└── 任务间切换
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||
├── 直接：用 TSS 描述符
|
||
└── 间接：用任务门
|
||
```
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||
**任务内段间控制转移的描述符访问规则（表 5.3.1）**：
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||
| 控制转移类型 | 操作类型 | 引用的描述符 | 涉及的描述符表 |
|
||
|---|---|---|---|
|
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| 同一个特权级 | JMP、CALL、RET、IRET | 代码段 | GDT / LDT |
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| 同一个特权级 | CALL | 调用门 | GDT / LDT |
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||
| 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 |
|
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|
||
> 注：使用 IRET 控制转移时，需嵌套任务位 NT=0。
|
||
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**(1) 段间直接转移的操作过程**：
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- 送入 CS 的是代码段选择符 → 触发段间直接转移
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||
- 操作过程类似访问数据段
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- 保护检查：段是否存在、段类型、特权级、段限
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||
- 特权级：
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- `CPL = DPL`，或
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- `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
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|
||
**(2) 段间间接转移（使用调用门）**：
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||
- 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
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- **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
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||
- **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）
|
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|
||
#### 1. 分页基本思想
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||
|
||
- 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**
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||
- 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）
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├── 页目录项 1 ─► 页表 1 ────► 物理页 1（4KB）
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├── ...
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└── 页目录项 1023 ─► 页表 1023 ─► 物理页 1023（4KB）
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```
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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**。
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#### 3. 页目录与页表项格式
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**(1) 页目录项（4 字节）**
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| D31 ~ D12 | D11 ~ D10 | D9 | D8 ~ D7 | D6 | D5 | D4 | D3 | D2 | D1 | D0 |
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|---|---|---|---|---|---|---|---|---|---|---|
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| 页表基址（20 位） | AV(2) | 0 | L | A | PCD | PWT | U/S | R/W | P |
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| | 系统保留 | | | 访问 | Cache 禁止 | 写直达 | 用户/系统 | 读/写 | 存在 |
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**(2) 页表项（4 字节）**
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| D31 ~ D12 | D11 ~ D10 | D9 | D8 ~ D7 | D6 | D5 | D4 | D3 | D2 | D1 | D0 |
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|---|---|---|---|---|---|---|---|---|---|---|
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| 页面基址（20 位） | AV(2) | 0 | L | D | A | PCD | PWT | U/S | R/W | P |
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| | 系统保留 | | | 修改 | 访问 | Cache 禁止 | 写直达 | 用户/系统 | 读/写 | 存在 |
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主要字段：
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- **基址 20 位**：页表 / 页面的物理起始地址（4 KB 对齐）
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- **P（存在位）**：P=1 存在，P=0 不存在
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- **R/W（读/写）**：R/W=0 只读；R/W=1 可写
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- **U/S（用户/系统）**：U/S=0 系统级；U/S=1 用户级
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- **A（访问位）**：访问过置 1
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- **D（修改位）**：写过置 1（脏位）
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#### 4. 分页转换机制（详细步骤）
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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）：
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1. **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
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2. **第 2 步**：取线性地址的最高 10 位（A31~A22），作为页目录索引：
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- 实际地址 = CR3 中页目录基址 + DIR × 4
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- 读出对应 **页目录项**（4 字节），得到下一级页表的基址
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3. **第 3 步**：取线性地址的中间 10 位（A21~A12），作为页表索引：
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- 实际地址 = 页表基址 + PAGE × 4
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- 读出对应 **页表项**（4 字节），得到物理页的基址（4 KB 的倍数）
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4. **第 4 步**：取线性地址的低 12 位（A11~A0）作为 **页内偏移**：
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- 物理地址 = 物理页基址 + OFFSET
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**转换算法**：
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DIR = linear_addr[31:22]
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PAGE = linear_addr[21:12]
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OFFSET = linear_addr[11:0]
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页目录项地址 = CR3 + DIR × 4
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页表基址 = (页目录项 & 0xFFFFF000) // 取高 20 位
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页表项地址 = 页表基址 + PAGE × 4
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物理页基址 = (页表项 & 0xFFFFF000) // 取高 20 位
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物理地址 = 物理页基址 | OFFSET // 低 12 位 = OFFSET
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```
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#### 5. TLB（转换旁视缓冲）
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- **TLB**：缓存"线性地址（高 20 位）"与"物理页基址"的对应关系
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- 目的：提高地址转换效率，避免每次都查两级页表
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- 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
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#### 6. 页保护
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- 通过页表项中的 **R/W** 和 **U/S** 位实现
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- **R/W**：R/W=0 只读；R/W=1 可写
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- **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
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- 与 CPL（当前特权级）配合：
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- 0/1/2 级程序访问 U/S=0 的页 → 允许
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- 任何级程序访问 U/S=1 的页 → 允许
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- 0/1/2 级程序访问 U/S=1 的页做写且 R/W=0 → 禁止
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- 3 级程序访问 U/S=0 的页 → 禁止
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### 1.9 段页式存储管理的寻址过程（图 5.6.1，综合性最强）
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**完整转换流程**：
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虚拟地址 (48 位)
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│
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│ 16 位段选择符 + 32 位偏移量
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▼
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【分段阶段】
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段选择符 ──► 段描述符表（GDT/LDT）──► 32 位段基址 ──┐
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│
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32 位偏移量 ─────────────────────────────────────►(+)───► 32 位线性地址
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▼
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【分页阶段】
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32 位线性地址 = DIR(10) + PAGE(10) + OFFSET(12)
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│
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▼
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CR3 ──► 页目录 ──► 页表 ──► 物理页 ──► 物理地址
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[DIR][PAGE]
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索引 ×4 索引 ×4
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+ OFFSET
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▼
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32 位物理地址 ──► 主存
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**Pentium 三种存储管理模式的特点**：
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| 模式 | 特点 |
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|---|---|
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| 分段不分页 | 二维虚地址 → 32 位线性地址 = 物理地址 |
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| 分段分页 | 由分段部件和分页部件共同管理（最常用） |
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| 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） |
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## 二、考点总结（期末复习必看）
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### A. 高频考点（一定要掌握）
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- 【高频】 **实模式 vs 保护模式的区别**
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- 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
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- 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
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- 【高频】 **段选择符 16 位结构：INDEX(13) + TI(1) + RPL(2)**
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- TI=0 选 GDT；TI=1 选 LDT
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- RPL 表示请求特权级，不参与寻址
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- INDEX × 8 = 相对描述符表首地址的偏移
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- 【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）**
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- 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
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- G=0 单位字节；G=1 单位 4 KB
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- 【高频】 **GDT vs LDT 区别**
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- 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
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- 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
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- 【高频】 **分页机制两级页表结构**
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- 页目录 1024 项 × 4B = 4 KB，由 CR3 指向
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- 页表 1024 项 × 4B = 4 KB
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- 每页 4 KB
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- 总可寻址空间 = 1024 × 1024 × 4 KB = **4 GB**
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- 【高频】 **线性地址 → 物理地址转换步骤**
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- DIR（A31~A22，10 位） → 页目录索引
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- PAGE（A21~A12，10 位） → 页表索引
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- OFFSET（A11~A0，12 位） → 页内偏移
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- 公式：物理地址 = (页目录项[DIR]→页表基址 + PAGE×4 → 页表项基址) & 0xFFFFF000 | OFFSET
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- 【高频】 **虚拟地址、线性地址、物理地址三者关系**
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- 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）
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- 不分页时：线性地址 = 物理地址
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- 【高频】 **特权级划分与保护规则**
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- 4 级：0（最高，内核）→ 1 → 2 → 3（最低，用户）
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- CPL（当前特权级）= CS 低 2 位
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- DPL（描述符特权级）= 描述符字段
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- RPL（请求特权级）= 段选择符低 2 位
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- 规则 1：数据段 `DPL ≥ MAX(CPL, RPL)`
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- 规则 2：堆栈段 `CPL = RPL = DPL`
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- 规则 3：代码段 `CPL = DPL`，或 `CPL > DPL` 且 C 位 = 1（一致性代码段）
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- 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
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### B. 其他常考要点
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- **Pentium 支持的 3 种存储管理**：段式、页式、段页式
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- **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
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- **门描述符**：含 16 位选择符、32 位偏移、P/DPL/S/TYPE/字计数
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- **TSS**：保存任务切换所需的全部寄存器状态，由 TR 寻址
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- **IDT 寻址**：中断类型码 × 8 + IDTR 基址
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- **GDT 寻址**：INDEX × 8 + GDTR 基址
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- **TSS 入口**：TR 选择符 → GDT 中的 TSS 描述符 → 得到 TSS 基址
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- **Pentium 段段最大长度**：G=0 时 1 MB；G=1 时 4 GB
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- **Pentium 段空间**：可寻址 64 TB 虚拟空间（48 位指针）
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- **CR3 必须为 4 K 倍数**：因页目录按页对齐
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- **段属性保护检查**：段存在性、段类型、段限、特权级
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- **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
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- **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
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- **任务间切换**：直接用 TSS 描述符；间接用任务门
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### C. 常见题型
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#### 1. 计算 / 分析题（数值题）
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- **给定段选择子求段描述符位置**
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- 例：选择子 = `0023H`（即 0000 0000 0010 0011 B），INDEX = 0000 0000 0100 = 4，TI = 0，RPL = 3
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- 段描述符地址 = GDTR 基址 + 4 × 8 = GDTR 基址 + 32
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- 属于 GDT（TI=0）
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- **给定 GDTR 内容求选择子对应的描述符**
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- 设 GDTR 基址 = 1000_0000H，限长 = 0FFFH（最多 2048 项描述符）
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- 选择子 = 0050H → INDEX = 010 0000B = 32 → 描述符地址 = 1000_0000H + 32×8 = 1000_0100H
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- **给定线性地址求物理地址**
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- 例：线性地址 = 00C02098H
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- DIR = 0000 0000 11 = 3
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- PAGE = 0000 0000 10 = 2
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- OFFSET = 0000 1001 1000 = 098H
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- 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
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- 页表基址 = 0101_0000H
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- 页表项 [2] = 0016_0005H（页面 2），有效基址 = 0016_0000H
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- 物理地址 = 0016_0000H + 098H = 0016_0098H
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- **特权级判定**
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- 若 CPL=3，DPL=2，访问数据段 → DPL(=2) ≥ MAX(CPL,RPL=3)=3？否，禁止
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- 若 CPL=0，DPL=2，访问数据段 → 2≥MAX(0,0)=0，允许
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#### 2. 简答题
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- **简述分页机制的优点 / 缺点**
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- 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
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- 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
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- **保护模式的主要特点**
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- ① 32 位地址空间，段最大 4 GB
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- ② 通过描述符实现段的基址、限长、属性管理
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- ③ 4 级特权级保护
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- ④ 支持分页机制，可实现虚拟存储器
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- ⑤ 支持多任务切换（TSS）
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- ⑥ 通过门机制实现受控的特权级转移
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- **特权级的意义**
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- 实现资源的分层保护
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- 内核（0 级）独占关键资源，用户程序（3 级）受限访问
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- 通过 CPL/DPL/RPL 三层特权共同控制访问授权
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- **GDT/LDT/IDT 各自的作用与区别**
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- GDT：全局描述符表，整个系统一个，存所有公共描述符
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- LDT：局部描述符表，每个任务一个，存本任务私有描述符
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- IDT：中断描述符表，整个系统一个，存中断/陷阱/任务门描述符
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- **段式、页式、段页式存储管理的比较**
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- 段式：按逻辑分段，长度可变，易于共享，但碎片大
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- 页式：固定大小，无外部碎片，但分配至少 1 页
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- 段页式：兼具两者优点（先分段再分页），是 Pentium 的主流方案
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## 三、本章知识结构图（速记版）
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第5章 保护模式存储管理
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├── 5.1 虚拟存储器
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│ ├── 定义、目标
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│ ├── 3 种地址空间（虚地址/主存/辅存）
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│ └── 工作原理（分段+分页部件）
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├── 5.2 分段存储管理
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│ ├── 5.2.1 基本思想、虚拟地址构成（16+32）
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│ ├── 5.2.2 段描述符（程序段、系统段、门）
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│ │ └── 8 字节格式：基址32+限长20+属性
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│ ├── 5.2.3 GDT + GDTR（48 位 = 32+16）
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│ ├── 5.2.4 LDT + LDTR
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│ ├── 5.2.5 IDT + IDTR
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│ ├── 5.2.6 TSS + TR
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│ └── 5.2.7 段选择符（INDEX13+TI1+RPL2）
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├── 5.3 保护机制与访问操作
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│ ├── 任务间存储保护（LDT 隔离）
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│ ├── 段属性/界限保护
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│ ├── 特权级保护（CPL/DPL/RPL）
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│ ├── 数据段访问检查
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│ └── 段间转移检查（JMP/CALL/中断门/陷阱门）
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├── 5.5 分页存储管理
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│ ├── 两级页表（CR3 → 页目录 → 页表 → 物理页）
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│ ├── 线性地址 = DIR(10)+PAGE(10)+OFFSET(12)
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│ ├── 转换 4 步法
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│ ├── TLB（转换旁视缓冲）
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│ └── 页保护（R/W、U/S）
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└── 5.6 段页式存储管理
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├── 三种工作模式：分段不分页 / 分段分页 / 不分段分页
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└── 完整寻址流程：虚地址→[分段]→线性→[分页]→物理
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## 四、易混淆点对比表
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| 对比项 | 关键区别 |
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|---|---|
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| GDT vs LDT | 系统唯一 vs 每任务一个；GDT 不含 IDT，LDT 不含 TSS/LDT/IDT |
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| 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 |
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| 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） |
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| 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 |
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| 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 |
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| 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） |
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| TSS vs GDT/LDT | TSS 是任务状态段（程序可见）；GDT/LDT 是描述符表 |
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| 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） |
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> **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。
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（文件结束）
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