段式映射阶段：i386CPU选择代码段寄存器CS的当前值作为段描述符表中的下标，段式寄存器的第2位为0时使用GDT，为1时使用LDT。Intel设计为内核使用GDT，各个进程使用自己的LDT，寄存器的最低两位表示特权级别。在Linux内核中其实只使用GDT，在4个权限级别中只是用了0代表kernel级，3代表用户级。内核在创建一个新进程时都会先设定其段寄存器，对i386处理器中，段寄存器的设置代码位于include/asm-i386/processor.h

#define start_thread(regs, new_eip, new_esp) do {	\
	__asm__("movl %0,%%fs ; movl %0,%%gs": :"r" (0));\
	set_fs(USER_DS);				\
	regs->xds = __USER_DS;				\
	regs->xes = __USER_DS;				\
	regs->xss = __USER_DS;				\
	regs->xcs = __USER_CS;				\
	regs->eip = new_eip;				\
	regs->esp = new_esp;				\
} while (0)

 

从代码可以看出，Linux将i386处理器的DS，ES，SS寄存器均设置为USER_DS，这表示在Linux中对于进程的代码段，数据段和堆栈段是不区分的。__USER_CS和__USER_DS的设置位于include/asm-i386/segment.h

#ifndef _ASM_SEGMENT_H
#define _ASM_SEGMENT_H

#define __KERNEL_CS	0x10
#define __KERNEL_DS	0x18

#define __USER_CS	0x23
#define __USER_DS	0x2B

#endif

页式映射阶段：在页式存储中，每个进程都有其自身的PGD，指向PGD的指针存在进程的mm_struct中，每当进程运行的时候，内核需要设定好控制寄存器CR3,MMU是从CR3中取得页面目录指针的。我们知道CPU在执行程序时使用的是虚拟的地址，而MMU硬件在映射时使用的是实际的物理内存地址，其具体实现是由include/asm-i386/mmu_context.h中的函数实现

static inline void switch_mm(struct mm_struct *prev, struct mm_struct *next, struct task_struct *tsk, unsigned cpu)
{
	if (prev != next) {
		/* stop flush ipis for the previous mm */
		clear_bit(cpu, &prev->cpu_vm_mask);
		/*
		 * Re-load LDT if necessary
		 */
		if (prev->context.segments != next->context.segments)
			load_LDT(next);
#ifdef CONFIG_SMP
		cpu_tlbstate[cpu].state = TLBSTATE_OK;
		cpu_tlbstate[cpu].active_mm = next;
#endif
		set_bit(cpu, &next->cpu_vm_mask);
		/* Re-load page tables */
		asm volatile("movl %0,%%cr3": :"r" (__pa(next->pgd)));
	}
#ifdef CONFIG_SMP
	else {
		cpu_tlbstate[cpu].state = TLBSTATE_OK;
		if(cpu_tlbstate[cpu].active_mm != next)
			BUG();
		if(!test_and_set_bit(cpu, &next->cpu_vm_mask)) {
			/* We were in lazy tlb mode and leave_mm disabled 
			 * tlb flush IPI delivery. We must flush our tlb.
			 */
			local_flush_tlb();
		}
	}
#endif
}

#define activate_mm(prev, next) \
	switch_mm((prev),(next),NULL,smp_processor_id())

#endif