------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------

                                                       以下为自己的总结的x86保护模式知识

------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------

x86虚拟地址空间64TB，通过分段/分页映射到物理内存。而linux 实际上只是有限的使用了分段机制（比如使用了段的特权级保护），并没有利用分段机制实现虚拟化，所以linux下每个进程的虚拟空间，或者说编程空间只有4GB，而不是64TB。  假设现在我们要利用x86的分段机制实现虚拟化，将虚拟空间变成64TB，那么与分页机制实现的虚拟化相比，有什么不同的地方呢？讨论如下：

在分页机制下，每个页大小为4KB，对于x86来说，一个页表项一旦建立，4KB的物理内存就已经被 “ 使用 ”了，即使实际上你只使用了一个字节。。因此，系统内能同时存在的页表项的个数x4KB，不能大于实际物理内存，其余的页表项必须标识为不存在。那么在分段机制上，段的大小是不固定的，但是一旦在段描述符中确定大小后（假设为N个字节），与分页机制一样，即使你只用了一个字节，对x86来说，N个字节已经被 “ 使用 ”了。。因此，系统内能同时存在的段的个数是不固定的，但他们的大小之和不能大于系统物理内存。

x86有32位地址线，对于linux来说 由于没有利用分段机制实现虚拟化，虚拟地址的选择子都是操作系统填的，程序员只需要关注偏移地址，不管选择子是多少，段描述符中基地址都为0，也就是虚拟地址统一映射到偏移地址，这样一来，16位选择子不参与地址映射了，16+32位地址等于变成了32位地址，64TB虚拟空间被压缩到了4GB线性空间（也就是说linux下虚拟地址的偏移部分等于线性地址），再由分页对这4GB空间进行虚拟化。。 假设我们要让16位地址参与映射，实现64TB虚拟空间，就要注意线性地址不能 “ 冲突 ” （在linux中，实际上线性地址是“ 冲突 ” 的，比如选择子为1，偏移为0xffff，和选择子为2，偏移为0xffff，都映射到一个线性地址0xffff），具体来说就是 线性地址由选择子和偏移地址共同唯一确定，但毕竟只有32位地址线，映射完4GB线性地址后，多出来的64TB-4GB的虚拟地址如何表示呢，答案是无法表示，那么会有问题吗，不会！因为这部分地址所在段的存在位是0。分页机制总的虚拟空间只有4GB，正好够32位数来表示，所以整个虚拟空间都能用线性地址表示出来，而在分段机制中，大于4GB的虚拟地址无法表示，但反正也不存在，所以对虚拟化实现没有影响，要用时，释放掉之前使用的一些线性地址，把大于4GB的那些虚拟地址映射过去就行了，总之，64TB虚拟空间中，能表示为线性地址的就4GB，其余的就无法表示且存在位为0。

到此为止。

x86保护模式笔记