Михаил Гук - Аппаратные интерфейсы ПК. Энциклопедия

Для виртуализации памяти (и защиты) в 32-разрядных процессорах применяется иной механизм, основанный на блоке страничной переадресации — принципиальной новинке 32-разрядных процессоров х86. В его задачу входит отображение 32-разрядного линейного адреса (продукта блока сегментации) на 32- или 36-разрядный физический адрес, формируемый на системной шине процессора при его обращениях к памяти. В отличие от блока сегментации, оперирующего блоками разного размера (сегментами), блок страничной переадресации оперирует страницами одинакового размера. Переадресация выполняется на основе таблиц страниц , где для каждой страницы логической памяти имеется свой описатель. В этом описателе имеется признак присутствия страницы в физической памяти, и для присутствующих страниц указывается базовый адрес физического отображения. Кроме того, имеются биты, управляющие доступом к странице по чтению и записи с различных уровней привилегий, возможностью ее кэширования, и некоторые служебные биты. При обращении программы к отсутствующей странице процессор вырабатывает исключение, обработчик которого занимается подкачкой нужной страницы из внешней памяти (с диска) в ОЗУ. Этот обработчик и реализует виртуальную память с подкачкой страниц по запросу (Demand-Paged Virtual Memory), которая в настоящее время обычно и подразумевается под виртуальной памятью. При недостатке свободного места в физической памяти обработчик выполняет и замещение страниц, по его мнению, наименее нужных, выгружая их на диск. Создав несколько наборов описателей страниц, можно получить несколько виртуальных адресных пространств, каждое из которых имеет размер до 4 Гбайт, причем страницы разных пространств могут быть полностью изолированы друг от друга, а могут и частично пересекаться. В многозадачной ОС каждая задача (виртуальная машина) имеет собственное (как ей представляется) адресное пространство.

Первоначально блок страничной переадресации работал со страницами размером 4 Кбайт. В дополнение к этому базовому механизму в процессор Pentium ввели возможность работы и со страницами размером 4 Мбайт (режим PSE ). В ряде процессоров P6 разрядность физического адреса увеличена до 36 бит, и все процессоры P6 имеют возможность включение режима переадресации РАЕ , позволяющего отображать страницы размером 4 Кбайт и 2 Мбайт с расширением физического адреса. С процессорами Pentium III появился режим преобразования PSE-36 , в котором блок оперирует 4-Мбайтными страницами в 36-битном физическом пространстве и сохраняется возможность работы со стандартными 4-Кбайтными страницами базового режима. Это позволяет довольно эффективно управляться с современными объемами физической памяти компьютера.

В стандартном реальном режиме 32-разрядные процессоры работают с памятью так же, как и 80286, с возможностью адресации в диапазоне 0-10FFEFh, причем вентиль Gate A20 ввели уже в сам процессор. Физический адрес вычисляется с участием сегментных регистров, размер непрерывного сегмента — 64 Кбайт. По умолчанию в реальном режиме адреса формируются с использованием только младших 16 бит 32-разрядных регистров, правда, для каждой инструкции можно с помощью префиксов изменить разрядность адресных компонентов на 32 бита. Однако и при этом невозможно пересечь границу 64-Кбайтного сегмента — сработает исключение защиты. В стандартном реальном режиме блок страничной переадресации не работает, и физический адрес совпадает с линейным. С помощью временного переключения в защищенный режим можно настроить таблицы страниц, разрешить преобразование и далее в реальном режиме задействовать страничное преобразование. Этот трюк используется менеджерами памяти типа EMM386 для работы со свободными блоками UMA.

Есть и еще один режим, неофициальный, но тоже работающий на всех 32-разрядных процессорах х86, — «нереальный» (unreal), он же «большой реальный» (big real). Он позволяет процессору в реальном режиме обращаться к данным, расположенным в любом месте 4-Гбайтного пространства линейных (и физических) адресов. Этот режим базируется на логике блока сегментации, которая при вычислении линейного адреса во время обращений к памяти пользуется скрытыми программно-недоступными регистрами дескрипторов сегментов. Из этих регистров берется базовый адрес, из них же берется и лимит, который используется схемой защиты. В этих регистрах кэшируются дескрипторы сегментов, загружаемые из памяти во время исполнения инструкций, переопределяющих значения сегментных регистров ( CS, DS, SS, ES, FSи GS) в защищенном режиме. По аппаратному сбросу в эти скрытые регистры заносятся «неинтересные» параметры стандартного реального режима, с лимитом 64 Кбайт. В реальном режиме при переопределении сегментных регистров значение базового адреса берется как 16-кратное значение, загружаемое в соответствующий сегментный регистр, а лимит устанавливается в 64 Кбайт. Тем не менее, если в защищенном режиме в сегментный регистр загрузить селектор дескриптора, в котором описан сегмент размером 4 Гбайт с нулевым базовым адресом и возможностью полного доступа на любом уровне привилегий, переключиться в реальный режим и не трогать этот сегментный регистр, то далее процессор будет иметь доступ ко всему этому сегменту в данной модификации реального режима. Однако такая «благодать» распространяется только лишь на доступ к данным через сегментные регистры FSи GS, которые используются в инструкциях обращений к памяти, снабженных префиксами замены сегмента. Эти сегментные регистры появились только с 32-разрядными процессорами, и никакие традиционные сервисы BIOS (и DOS) их не затрагивают. Остальные сегментные регистры настолько часто используются, что «время жизни» описания большого сегмента в их кэширующих регистрах будет слишком коротким. Программный код, увы, исполняется только из сегмента, которым командует CS, поэтому для него остается лишь первый мегабайт с 64-Кбайтными сегментами. Так что большие программные модули приходится подгружать в эту область по мере надобности, но это можно выполнять довольно быстро пересылками данных из любого места «большого сегмента». Большой реальный режим широко используется менеджерами памяти, а также игровыми DOS-программами, всецело захватывающими ресурсы компьютера.

Итак, самые широкие возможности адресации имеются в защищенном 32-разрядном режиме, наиболее естественном для современных процессоров. В этом режиме может использоваться как плоская, так и сегментная модели памяти. Под плоской (flat) понимается модель, в которой все сегментные регистры указывают на один и тот же сегмент памяти (как правило, начинающийся с нулевого адреса), и его лимит может достигать 4 Гбайт, что позволяет адресовать этот немалый (даже по нынешним меркам) объем памяти без манипуляций сегментными регистрами. Однако при этом теряются все возможности виртуализации памяти на основе сегментов, а также отсутствует сегментная защита. В сегментной модели памяти сегментные регистры кода, стека и данных настраиваются на разные, возможно и не пересекающиеся сегменты. Здесь имеются все возможности сегментной защиты и сегментной виртуализации памяти. Поскольку современным приложениям пока достаточно 4 Гбайт памяти (надолго ли?), сегментную модель ради упрощения диспетчера памяти стараются не использовать. Защита памяти имеется и на уровне страниц, правда, не такая развитая и надежная, как сегментная.