Linux x86_64与i386区别之 —— 内存寻址 编程知识, 处理器, Linux, 朋友, 程序

1 引子
毫无疑问，不管是32位，还是64位处理器，所有进程（执行的程序）都必须占用一定数量的内存，它或是用来存放从磁盘载入的程序代码，或是
存放取自用户输入的数据等等。不过进程对这些内存的管理方式因内存用途不一而不尽相同，有些内存是事先静态分配和统一回收的，而有些却是按需要动态分配和回收的。

对任何一个普通进程来讲，它都会涉及到5种不同的数据段。稍有编程知识的朋友都该能想到这几个数据段种包含有“程序代码段”、“程序数据段”、“程序堆栈段”等。不错，这几种数据段都在其中，但除了以上几种数据段之外，进程还另外包含两种数据段。下面我们来简单归纳一下进程对应的内存空间中所包含的5种不同的数据区。

代码段：代码段是用来存放可执行文件的操作指令，也就是说是它是可执行程序在内存种的镜像。代码段需要防止在运行时被非法修改，所以只准许读取操作，而不允许写入（修改）操作——它是不可写的。

数据段：数据段用来存放可执行文件中已初始化全局变量，换句话说就是存放程序静态分配的变量和全局变量。

BSS段：BSS段包含了程序中未初始化全局变量，在内存中 bss段全部置零。

堆（heap）：堆是用于存放进程运行中被动态分配的内存段，它大小并不固定，可动态扩张或缩减。当进程调用malloc等函数分配内存时，新分配的内存就被动态添加到堆上（堆被扩张）；当利用free等函数释放内存时，被释放的内存从堆中被剔除（堆被缩减）。

栈：栈是用户存放程序临时创建的局部变量，也就是说我们函数括弧“{}”中定义的变量（但不包括static声明的变量，static意味这在数据段中存放变量）。除此以外在函数被调用时，其参数也会被压入发起调用的进程栈中，并且待到调用结束后，函数的返回值也回被存放回栈中。由于栈的先进先出特点，所以栈特别方便用来保存/恢复调用现场。从这个意义上将我们可以把堆栈看成一个临时数据寄存、交换的内存区。

静态分配内存就是编译器在编译程序的时候根据源程序来分配内存. 动态分配内存就是在程序编译之后, 运行时调用运行时刻库函数来分配内存的. 静态分配由于是在程序运行之前,所以速度快, 效率高, 但是局限性大. 动态分配在程序运行时执行, 所以速度慢, 但灵活性高。

术语"BSS"已经有些年头了，它是block started by symbol的缩写。因为未初始化的变量没有对应的值,所以并不需要存储在可执行对象中。但是因为C标准强制规定未初始化的全局变量要被赋予特殊的默认值(基本上是0值)，所以内核要从可执行代码装入变量(未赋值的)到内存中，然后将零页映射到该片内存上，于是这些未初始化变量就被赋予了0值。这样做避免了在目标文件中进行显式地初始化，减少空间浪费（来自《Linux内核开发》）

我们在x86_64环境上运行以下经典程序：
#include<stdio.h>
#include<malloc.h>
#include<unistd.h>
int bss_var;
int data_var0=1;
int main(int argc,char **argv)
{
        printf("below are addresses of types of process's mem/n");
        printf("Text location:/n");
        printf("/tAddress of main(Code Segment):%p/n",main);
        printf("____________________________/n");
        int stack_var0=2;
        printf("Stack Location:/n");
        printf("/tInitial end of stack:%p/n",&stack_var0);
        int stack_var1=3;
        printf("/tnew end of stack:%p/n",&stack_var1);
        printf("____________________________/n");
        printf("Data Location:/n");
        printf("/tAddress of data_var(Data Segment):%p/n",&data_var0);
        static int data_var1=4;
        printf("/tNew end of data_var(Data Segment):%p/n",&data_var1);
        printf("____________________________/n");
        printf("BSS Location:/n");
        printf("/tAddress of bss_var:%p/n",&bss_var);
        printf("____________________________/n");
        char *b = sbrk((ptrdiff_t)0);
        printf("Heap Location:/n");
        printf("/tInitial end of heap:%p/n",b);
        brk(b+4);
        b=sbrk((ptrdiff_t)0);
        printf("/tNew end of heap:%p/n",b);
        return 0;
}

运行结果：
[root@kollera updilogs]# ./memory
below are addresses of types of process's mem
Text location:
        Address of main(Code Segment):0x400568
____________________________
Stack Location:
        Initial end of stack:0x7fff0e0dc544
        new end of stack:0x7fff0e0dc540
____________________________
Data Location:
        Address of data_var(Data Segment):0x600bfc
        New end of data_var(Data Segment):0x600c00
____________________________
BSS Location:
        Address of bss_var:0x600c14
____________________________
Heap Location:
        Initial end of heap:0xb059000
        New end of heap:0xb059004

2 x86_64体系新变化
AMD x86_64的出现，给全新的64位的x86带来了很多结构上的变化： 　　

1）64位整型数 　　

在x86-64中，所有通用寄存器（GPRs）都从32位扩充到了64位，名字也发生了变化。8个通用寄存器（eax, ebx, ecx, edx,
ebp, esp, esi, edi）在新的结构中被命名为rax, rbx, rcx, rdx, rbp, rsp, rsi, rdi，它们都是64位的。呵呵，想当年，从16位扩充到32位时，同样也有一次名字的变化。所有算术逻辑操作、寄存器到内存的数据传输现在都能以64位的整形类型进行操作。堆栈的压栈和弹出操作都以8字节的单位进行，而且指针类型也拥有了64位。

2）新增寄存器 　　

在新的架构中，另外新增了8个通用寄存器：64位的r8, r9, r10, r11, r12, r13, r14, r15。这样就有利与编译器将函数参数、返回值等放在这些新增的GPR里面进行传递，从而提高了程序的运行速度。同时，128位的MMX寄存器也从原来的8个增加到了16个。

3）增大的逻辑地址空间 　　

目前在新的架构中，应用程序可以拥有的逻辑地址空间从4GB增加到了256TB（2^48），而且这一逻辑地址空间在未来可能增加到16EB
（2^64，1EB=1024PB，1PB=1024TB，1TB=1024GB）。

4）增大的物理地址空间 　　

目前的x86-64架构，可以支持的物理内存扩展到了1TB（2^40），当然，在未来该数字可以扩展到4PB（2^52）。相比于经过PAE技术扩展的i386的64GB物理内存，新的架构带来了不小的飞跃。

5）无缝使用SSE指令 　　

新的架构借鉴和吸收了Intel的SSE、SSE2的核心指令，并在2005年加入了SSE3。在这一新的架构下，可以不再需要x87浮点协处理器来完成浮点运算了。

6）NX位 　　

跟PAE技术一样，新的x86-64架构也在页表项中增加了NX位，来帮助CPU判断该页包含的内容是否是可以执行的，从而避免借助“buffer overrun”导致的病毒攻击。

7）去除旧的机制 　　

在新架构的“长模式（long mode）”下，很多在IA32中被提出，但确不经常被操作系统用到的一些机制不再被支持。这些机制包括段式地址变化机制（FS和GS仍然被保留），任务转移门（TSS）机制，以及虚拟86模式。当然，出于向下兼容的考虑，x86-64在“传统模式”（Legacy mode）下，仍然对这些机制进行了保留。

3 x86_64段式管理
x86的两种工作模式：实地址模式和虚地址模式（保护模式）。Linux主要工作在保护模式下。

在保护模式下，64位x86体系架构的虚地址空间可达2^48Byte，即256TB，这可比只能到达区区4GB的32位x86体系大多了。逻辑地址到线性地址的转换由x86分段机制管理。段寄存器CS、DS、ES、SS、FS或GS各标识一个段。这些段寄存器作为段选择器，用来选择该段的描述符。

Linux中关于段描述符的宏定义集中在文件/arch/x86/include/asm/Segment.h中，我们先贴出部分代码：

32位的：

#define GDT_ENTRY_KERNEL_BASE 12                             /* 0x0000000c c=>1100*/
#define GDT_ENTRY_KERNEL_CS (GDT_ENTRY_KERNEL_BASE + 0)      /* 0x0000000c c=>1100*/
#define GDT_ENTRY_KERNEL_DS (GDT_ENTRY_KERNEL_BASE + 1)      /* 0x0000000d c=>1101*/

64位的：

#define GDT_ENTRY_KERNEL32_CS 1         /* 0x00000001 */
#define GDT_ENTRY_KERNEL_CS 2           /* 0x00000002 */
#define GDT_ENTRY_KERNEL_DS 3           /* 0x00000003 */
#define __KERNEL32_CS   (GDT_ENTRY_KERNEL32_CS * 8)          /* 0x00000100 */
#define GDT_ENTRY_DEFAULT_USER32_CS 4   /* 0x00000004 */
#define GDT_ENTRY_DEFAULT_USER_DS 5     /* 0x00000005 */
#define GDT_ENTRY_DEFAULT_USER_CS 6     /* 0x00000006 */
#define __USER32_CS   (GDT_ENTRY_DEFAULT_USER32_CS * 8 + 3)  /* 0x00000403 */
#define __USER32_DS __USER_DS

不管32位还是64位的：（我们只关心64位）

#define __KERNEL_CS (GDT_ENTRY_KERNEL_CS * 8)            /* 0x00000200 */
#define __KERNEL_DS (GDT_ENTRY_KERNEL_DS * 8)            /* 0x00000300 */
#define __USER_DS