Intel的X86芯片段式管理历史起源（CS、DS、ES、SS）—

Intel公司在1974年4月发布8080 CPU。这是一枚8位元处理器，时脉为2MHz，亦是第一枚可算得上的处理器。

注意，这里的8位、16位指的是ALU的宽度，而并不是地址线的宽度（如果CPU与地址线的宽度相同，也就不需要分段管理了）。

从设计人员的角度来讲，把地址宽度与ALU宽度设计成一样，这是最简单便捷的。但是，这显然是不合理的——8位的地址线只能寻址256位，这样的存储空间基本上什么都做不了。

所以，8位的ALU对应的是16位的地址线——寻址空间为64k，这个内存空间在上世纪70年代（1974？）来说，够用了。

1978年，8086 CPU问世（第一枚真正意义上的通用微处理器），此时，CPU已经是16位。ALU的宽度与地址线的宽度已经一致了，似乎完美的时刻到了。

不过，到1978年的时候，程序猿们觉得内存似乎还是有些小了（小？），与此同时，内存的价格也不再是天价。Intel决定把地址线的宽度再扩个容。

地址线扩成多大呢？20位，也就是说，此时的CPU寻址能力是1MB。

1MB的内存空间在现在看来，实在是很小很小。不过，在1978年的程序员看来，这实在是微处理器内存中的巨无霸了——因为1978年的小型机（如PDP-11）也就才4MB的内存空间。

可是，多出来的4位怎么弥补呢？

当时一般有如下2种方法：

1、在16位CPU内专门设计一些用于20位的指令用于地址运算和寻址。（会造成CPU内部结构特殊化，如果CPU变成32位，需要从头改造）

2、PDP-11的MMU内存管理机制。（小型机解决方案，可以寻址到24位——4MB）

Intel选择了第三种——段式管理。

Intel设计了4个新的寄存器：CS、DS、SS、ES分别用于存储指令、数据、堆栈、其他。

分段的设计模式是：把整块内存空间分割成多个（？）段，以上4个寄存器存储的是当前（记住，是当前）操作的段的起始地址。由于CPU只能寻址16位，每个段的限长是64k。16位的段地址左移四个二进制位，加上16位的段内偏移地址，得到的和就是20位的物理地址。

不过，由于段式管理是Intel在某种条件（？）下设计出来的，Linux以及大多数操作系统对段式管理基本上避而远之的。

实际上，在Linux内核里，对分段管理用得极少，而DS、SS的指向基本上也从来没有做过区分；Linux的内核也仅用了段的0级、3级权限——它并没有陷入Linux以及别的芯片厂商的设计之中，真正做到了独立性。

每一个企业造出来的CPU或者数据库或者别的什么产品，都有其本源的商业驱动力，目的都是盈利。

所以，不需要站在一个产品内部去看问题，也不要把它供起来当成祖师爷膜拜。只有把一个产品当成一个普通朋友，明白它的优点和缺陷，心思和小九九，才能得心应手、运用自如。

至于Linux是如何看透Intel的小九九，又如何避免的呢？ Linux是如何做到的呢？

以后再做分析。

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