第 15 讲：分段、段页式与 x86 地址映射

分页主要回答“怎么高效分配物理内存”，分段则从程序的逻辑结构出发：代码、数据、栈、共享库是性质不同的对象，应当能独立增长、保护和共享。

分段的地址是二维的

分段地址写作二元组 $(s,d)$ ：

$s$ 是段号，表示选哪个逻辑对象；
$d$ 是段内偏移，每个段都从 0 开始。

段表项至少包含物理基址 base、段长 limit 和权限。转换顺序是：

检查段号 $s$ 是否落在段表长度内；
找到段表项，检查存在位与访问权限；
检查 $0\le d<limit$ ；
计算 $PA=base+d$ 。

越界检查必须在加基址前做，不能只看加出来的物理地址“似乎在内存中”。

转换算例

设段 3 的段表项为 base=40000, limit=1200：

$(3,900)$ 合法，物理地址 $40000+900=40900$ ；
$(3,1500)$ 越过段长，应产生保护异常，不能算成 41500。

为什么分段更易共享和保护

一个 160 KiB 编辑器代码被 40 个用户进程共享：

分页时，4 KiB 页需要让每个进程的 40 个页表项指向共享页框；
分段时，每个进程只需一个代码段描述符指向同一物理区，并标记只读可执行。

段边界与逻辑边界对齐，所以“这段代码可共享但不可写”很自然。页是物理粒度，一页可能恰好混入两个逻辑模块，语义不如段直观。

分页与分段的对比

角度	分页	分段
单位	固定大小的物理管理单位	可变长的逻辑信息单位
地址空间	一维	段号 + 偏移的二维结构
碎片	页内的内部碎片	可变段之间的外部碎片
对用户	通常透明	可见或与程序模块对应
共享/保护	按页	按逻辑段，更自然

分段的突出问题是可变长连续分配依然有外部碎片，段增长可能迫使移动。

段页式：逻辑按段，物理按页

段页式将一个进程先分成段，再将每段分成页。逻辑地址变成 $(s,p,d)$ ：

段号 $s$ 查段表，得到该段的页表基址和页数；
检查页号 $p$ 是否越过该段页数；
用 $p$ 查该段页表，得到 PFN；
用 $PFN\times page\_size+d$ 得物理地址。

好处是段能按逻辑独立保护和共享，段内又不必占连续物理内存；代价是表更多，转换链更长。

x86 的两阶段地址映射

课件以 32 位 x86 保护模式为例：

逻辑地址：段选择子 : 段内偏移
         ↓ 分段机制（GDT/LDT + 段描述符）
线性地址：Directory | Table | Offset
         ↓ 分页机制（CR3 + PDE + PTE）
物理地址：PFN | Offset

第一阶段：段选择子找段描述符

x86 有 CS、DS、SS、ES、FS、GS 等段寄存器。寄存器中不直接存整个段描述符，而存一个选择子，其中包含：

描述符表内索引；
选 GDT 还是当前任务的 LDT；
请求特权级。

GDT 是全局描述符表，LDT 是局部/任务相关表。段描述符记录基址、界限、类型、特权级、存在位和粒度等。处理器检查权限和界限后：

linear=segment\_base+offset.

第二阶段：线性地址查两级页表

4 KiB 页的 32 位线性地址常拆为 10 | 10 | 12。

CR3 指向页目录的物理基址；
高 10 位索引 PDE，PDE 指向二级页表；
中 10 位索引 PTE，PTE 给出物理页框；
低 12 位偏移原样拼接。

PDE/PTE 中的存在位 P、R/W、U/S、访问位 A、脏位 D 等决定页面当前是否在内存、允许谁怎样访问，也为页面置换提供状态。

Linux 为什么说是“扁平段”

x86 保护模式的分段机制不能简单消失，但 Linux 通常将主要代码/数据段设为基址 0、覆盖整个线性空间。这样：

linear=0+offset=offset,

真正的虚拟内存隔离和粒度保护主要由分页完成。“扁平”不是说硬件完全没有段检查，而是把段的地址变换影响降到最小。

三类越界不要混

段号越界：选不到合法段描述符；
段内偏移越界：偏移超过 limit；
分页保护/不存在：线性地址已经形成，但 PDE/PTE 不允许或页尚未驻留。

转换是分阶段的，所以题目问“是否能得到物理地址”时，必须沿段检查—线性地址—页检查的顺序逐步回答。