Linux描述符表和描述符高速缓存
(摘自http://hengch.blog.163.com/blog/static/107800672009028105929795/)推荐对DOS感兴趣的看一下他的博客
在80x86的CPU里，描述符的概念实在是太重要了。
在实模式下，大家都知道物理地址是由段地址和偏移地址两部分组成，其公式如下：
物理地址 = 段地址 × 16 + 偏移地址
或者：物理地址 = 段地址 << 4 + 偏移地址
其结果都是一样的，由于段地址和偏移地址的长度都是16位，所以这种方式能够表达的最大地址为：ffff:ffffH，也就是10ffefH，大致是1088KBytes，由于8086CPU的地址线只有20位，所以在8086上实际的寻址能力仅为1024KBytes，在80286和80386CPU上，通过A20的使用，可以实际寻址到1088KBytes，这个问题在《关于A20 gate》的文章中有过介绍。
从80386开始，CPU的地址总线已经到了32位，但只有在保护模式下才能真正地享受32位的高性能，实际上在保护模式下，CPU也是使用段:偏移地址的方式来寻址的，只是这里面有两点区别，1-偏移地址可以是16位也可以是32位；2-段寄存器中的内容和在实模式下的含义完全不一样，而且已经不是组成物理地址的一部分。显然，偏移地址的这种变化是很容易理解的，无需更多地解释，所以，保护模式和实模式相比，重要的区别就是段寄存器中内容的区别了。
那么，这个段寄存器中到底存的是什么东东呢？它存的是某个描述符在描述附表中的偏移值，这是什么意思呢？一个描述附表中有很多描述符，每个描述符的长度都相同，假如第一个描述符我们编号是0的话，那么第n个描述符的编号就是n-1，这个n-1就是所谓的描述符索引，所谓“偏移”就是从描述符表起始位置起，到我们要用的这个描述符有多少个字节，也就是描述符索引 × 描述符长度，很显然如果知道描述符表的起始地址，再加上段寄存器的值，我们就能找到我们要的这个描述符了。
我们先来把到此为止的问题罗列一下：
1、这个描述符是什么东东？
2、毕竟我们是要通过段:偏移地址的形式得到物理地址，既然这个段代表一个描述符，那么这个描述符和物理地址有什么关系？
3、上面说到的描述符表的起始地址和描述符长度是是什么？因为没有这两个东西还是找不到描述符的。
我们试着来说明这几个问题。
首先，描述符实际上就是一个8字节长的数据结构，它的定义如下：
每一个描述符代表一个分段（有点像实模式下的64K分段），可以看到段基址由Byte2、Byte3、Byte4和Byte7组成，一共32bits，段的最大长度不像在实模式中固定为64K，而是有一个20位的段边界（由Byte0、Byte1和Byte6的低4位组成）来设定，由于偏移地址为32位，所以实际上段的最大长度可以达到4GBytes，段边界的单位可以是字节也可以是4KBytes，这取决于G=0还是G=1（Byte6的bit 7），当G=1时，段边界的单位是4KBytes，相当于低12bits全部为1（4K刚好12bits），加上20位的段边界，刚好为32位，最大可以达到4GBytes；当G=0时，段边界的单位为字节，20位最大为1MBytes。
在描述符的定义中还有一个访问权字节以及AVL、D/B等，介绍起来篇幅很长，以后有机会介绍。
说到这儿，可能大家心里有点眉目了，段寄存器里存放一个描述符在描述符表中的偏移，通过这个偏移可以找到相应的描述符，通过这个描述符中的段基址再加上偏移地址，就组成了物理地址，对了，基本上就是这样，当然不会这么简单，其中还有很多细节，但大致原理就是这样。
前面提到的三个问题，我们已经回答了两个半，就是描述符是什么，怎样计算物理地址，还有描述符的长度是多少。最后一个问题是：描述符表的起始地址在那里？其实这个问题最好回答，在那篇《80386寄存器组成》的文章中提到过一个GDTR的系统表寄存器，这个描述符表的起始地址就存在这个寄存器中（这么说不是很完整，但不影响理解），如果你还要问，描述符表存在哪里？如何把描述符表的起始地址放到GDTR寄存器中？这两个问题也不难回答，描述符表可以存储在内存的任何位置；通过LGDT指令可以把描述符表的起始地址存入GDTR寄存器中。
大家有没有感到奇怪，为什么32位的段基址和20位的段界限在描述符中都不连续存放，这是和Intel 80x86
CPU的发展历史分不开的，最先有保护模式的CPU是80286（现在已经不多见了），这个CPU只有24位的地址线，所以可以看到现在386的描述符中基地址的前24bits是连续存放的，后来在扩充时需要把基地址变成32位，为了和80286兼容，只好分开存放了，段界限也是同样原因造成的，所以在80286上，一个描述符的长度虽然也是8字节长，但它只用到了前6个字节，到了386就全都用上了。
到这里，应该对保护模式下存储器的寻址有了一个大致的了解，CPU首先通过段寄存器中的偏移值，配合GDTR寄存器中的描述符表的起始地址，找到段寄存器表示的描述符，再从描述符中获得段基址，然后再加上偏移地址就得到了物理地址（其中许多细节省略不说）。
大家有没有感到，CPU的寻址过程很累，那么这么累的寻址会不会导致速度变慢呢？实际上，CPU的寻址过程并不像上面描述的这么累，要解释CPU的实际寻址过程，必须要提到描述符高速缓存（Descriptor Cache Register）。
实际上，不管是在实模式还是在保护模式下，CPU都会把一个分段的基地址放在一组隐藏的寄存器中，这组隐藏的寄存器，对程序员是不可见的，程序也是无法直接存取的，但却是实际存在的，这组隐藏的寄存器叫做描述符高速缓存寄存器（Descriptor Cache Registers），当段寄存器的值发生变化时，段的基地址、段的边界以及存取属性（存取权限）都会被重新加载到这个段寄存器对应的高速缓存中，为增强性能，CPU对随后的寻址均会直接从这个高速缓存中计算，而不会去描述符表中提取描述符，实际上，各种CPU中这个高速缓存的内部结构是不同的，以下是几种CPU中高速缓存的结构图：
不管其内部结构是怎样的，但我们可以看到，CPU在把描述符加载进高速缓存时并不是简单的拷贝，而是做了一些适当的处理，比如把原来没有连续存放的段基址和段界限变成了连续的，把原来20bits的段界限根据G值转换成了32bits，所以我们在高速缓存里看不到原来描述符里的G标志就是这个道理，显然，这些处理十分有利于快速地得出实际地址来。
前面我们提到过，CPU内部寄存器GDTR中存储着描述符表的起始地址，细心的读者可能会发现，《80386寄存器组成》一文中提到的GDTR寄存器有48bits，而且分成两部分，一部分是32bits，另一部分是16bits，这是怎么回事呢？实际上GDTR中不仅存着描述符表的起始地址，还存放着描述符表的长度，其中16bits的部分就是描述符表的长度，32bits的部分就是描述符表的起始地址，按照规范，描述符表中最多可以有8192（8K）个描述符，每个长度8个字节，所以最大长度为64K，16bits已经足够了，同理，段寄存器仍然保持16bits长度也是足够的。
不管是在实模式还是在保护模式下，CPU在实际寻址时都会使用这个高速缓存。所不同的是，在实模式下，在段寄存器的值发生变化时，仅仅把段寄存器的值×16（左移4位）放到高速缓存的的基地址位置，段界限和存取权限总是一个固定不变的值（按照Intel的说法，PC机加电后工作在实模式，高速缓存中将被置入缺省值，在实模式下，其中的段界限和存取权限将一直保持不变）；而在保护模式下，当段寄存器发生变化时，CPU要从描述符表中加载数据到高速缓存中，实际上，保护模式下CPU在从描述符表中向高速缓存中加载数据时要做大量的保护性检查，大致如下：
- 段寄存器的值不能是0。根据规范，描述符表中的第一个描述符必须是空描述符，所以段寄存器值为0是不合法的。如果为0，产生异常中断13.
- 段寄存器中的值是否大于或等于描述符表的长度（存在GDTR中），如果大于或等于描述符表的长度，产生异常中断13.
- 如果段寄存器是CS，检查描述符表中的段类型是否为代码段，如果不是，产生异常中断13.
- 如果段寄存器CS要求装入的段是代码段，检查描述符表该段是否存在，如果不存在产生异常中断11
- 如果段寄存器CS通过了3、4的检查，还要检查IP是否超越了该段的边界，如果越界，产生异常中断13
- 如果段寄存器CS通过了3、4、5的检查，则把相应的描述符装入高速缓存
- 如果段寄存器不是CS，检查描述符表中的段类型为数据段，如果不是产生异常中断13
- 如果段寄存器不是CS，该段为数据段，检查其是否存在，如果不存在产生异常中断13
- 如果段寄存器不是CS，且通过了7、8检查，则把相应的描述符装入高速缓存
以上过程，不一定很完整，大概就是这样，从中大家应该可以看出所谓保护模式的保护方式，至少有一个感性认识。
说到这里，基本上可以结束了，但是我们所说的描述符表实际上是非常肤浅的，实际上本文说到的描述符表叫做全局描述符表（Global
Descriptor Table 简称GDT），还有局部描述符表，中断描述符表等，但其原理大同小异，理解了GDT，其它的也就比较容易了。