前面的幾篇文章講到了頁表，以及構成頁表的頁表描述符，分頁機制（paging）是80386引入的，而在其之前的8086和80286，使用的是分段機制（segmentation）。一些新的處理器架構，比如ARM，從誕生之日，就只支持分頁機制。雖然分段機制看起來似乎是一個上古時代的，已經被淘汰的東西，但畢竟人家是分頁機制的前輩。以兼容性著稱的x86處理器，即便到了今天的64位時代，依然保留了對segmentation的向前兼容，而linux操作系統最開始也是基於i386寫的，所以也保留了對segmentation的支持。了解下歷史，往往可以讓我們對後來出現的某些事物有更好的理解。

提到segment，做嵌入式軟體的同學可能會想到elf（executable and linkable file）文件，一個elf文件包含了text段，data段，bss段。Linux操作系統在載入elf文件運行進程後，還會生成stack段, heap段，每個segment用一個vm_area_struct結構體管理。x86中segment劃分也是類似的，包括cs（code segment）,ds（data segment）,ss（stack segment）等。同elf和linux中軟體實現的segment有所不同，x86中的segmentation機制含有更多硬體的參與，比如硬體實現的對許可權位的檢測（類似於MMU對頁表描述符中許可權位的檢測）。此外，x86中還有一些特殊的system segment，比如存儲task相關信息，以提供對context switch的硬體支持的task state segment。

讓我們從1978年的8086開始，看看x86中的segmentation機制到底是怎樣一回事。

8086實模式時代

8086的CPU是16位的，但intel的工程師希望在不改變CPU寄存器

和指令集的基礎上，讓它可以可以定址更大的內存範圍。於是他們使用了一種叫segmentation的機制，即一個邏輯地址（logical address）由segment加上offset組成，一般表達為segement:offset的形式。

當segment的值放入segment register時，就是告訴CPU：現在要訪問這個segment對應的內存區域，然後再根據offset的值，在這個segment內找到對應的位元組。轉換後形成的地址被稱作線性地址（linear address），若offset為16位，linear address = segment<<4 + offset，則定址範圍就擴大成了20位，比如logical address為0xA000:0x5F00，轉換成linear address就是0xA5F00。這種內存訪問被稱為實模式（Real Mode），因為linear address是由segment基址移位加上一個偏移得到，因此實模式下的這種segmentation被稱為shift-and-add segmentation。

在實模式下segment register直接指向segment：

80286保護模式時代

80286也使用segmentation，但和8086不同的是，80286中segment register存的不再是segment的起始地址，而是一個segment selector，通過這個selector查找GDT表獲得segment descriptor，segment descriptor存的才是segment的起始地址，因此保護模式下的這種segmentation被稱為table-based segmentation（區別於實模式的shift-and-add方式）。

名詞轟炸有沒有？別慌，我們先從段描述符（segment descriptor）入手，看看它的組成是怎樣的。

一個segment descriptor佔8個位元組，居然和現在64位系統的page table descriptor一樣。一個segment對應的內存區域由base和limit確定，base佔32位，limit佔20位，最大為0xFFFFFH，這52位是表達地址的（頁表使用20到36位存儲地址），然後還剩下12個bit表達屬性（上圖紅框部分），居然又和頁表描述符是一樣的，那再具體看看這些屬性哪些和頁表描述符是相同的，哪些是不同的。

G - Granularity，粒度，byte或者page，因為limit佔20位，如果粒度為byte，則該segment的定址範圍是1MB，如果粒度為page（按4KB算），則該segment的定址範圍是4GB。所以，一個segment的size是由limit和G位共同確定的。

D/B - Default Size/Bound，為1表示在32位模式下運行，為0在16位模式下運行。

L - 僅在64位系統中有效，為1表示在64位模式下運行，為0表示在32位兼容模式下運行。

AVL - Available for software，留給軟體用的，但反正在linux里是被忽略的。

P - Present, 同頁表描述符里的P位。

DPL - Descriptor Privledge Level，表示可以訪問segment的最低級別。x86處理器的特權級別從ring 0到ring 3，數字越小，級別越高，通常用戶空間運行於ring3，內核空間運行於ring0，所以這個基本等同於頁表描述符里的U/S位。假設DPL為1，則只有當前特權級別為0或者1時，才可以訪問該decriptor指向的segment。

S - 對於code segment和data segment都是1，system segment（比如task state segment）為0。

Type - 這個對於task segment是沒有意義的，對於code segment和data segment主要是關於Writable，Executable的屬性，等同於頁表描述符中的R/W, XD。

stack段也是可讀寫的，區別僅在於stack通常是向下增長的，所以也可視為data段的一種。對於這種向下增長的，需要注意是其地址邊界不再是base+limit，而是base-limit。

A - Accessed，同頁表描述符里的A位一樣。

當task運行時一個page的映射關係被建立，操作系統就需要在page table中添加一個entry記錄映射的物理頁面號，並填寫許可權控制位，形成一個descriptor，同樣的，當一個segment建立，操作系統就需要在GDT中添加一個segment descriptor，那GDT又是什麼呢？請看下文分解。


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