Linux内存分段

时间：2019-05-20 02:04:58

标签： linux linux-kernel x86 osdev memory-segmentation

在研究Linux和内存管理的内部结构时，我偶然发现了Linux使用的分段分页模型。

如果我错了，请纠正我，但是Linux（保护模式）确实使用分页将线性虚拟地址空间映射到物理地址空间。由页面组成的线性地址空间，对于过程平面内存模型分为四个部分，即：

  • 内核代码段（__KERNEL_CS）;
  • 内核数据段（__KERNEL_DS）;
  • 用户代码段（__USER_CS）;
  • 用户数据段（__USER_DS）;

存在第五个内存段，称为Null段，但未使用。

这些段的CPL（当前特权级别）为0（主管）或3（用户权限）。

为简单起见，我将集中讨论32位内存映射，其中4GiB可寻址空间，3GiB用于用户空间进程空间（以绿色显示），1GiB用于主管内核空间（以红色显示）。 ：

Virtual Memory Space

因此，红色部分由两个分段__KERNEL_CS和__KERNEL_DS组成，绿色部分由两个分段__USER_CS和__USER_DS组成。 < / p>

这些段彼此重叠。分页将用于用户区和内核隔离。

但是，摘自Wikipedia here：

  

[...]许多32位操作系统通过将所有段的基数都设置为0来模拟平面存储器模型，以使分段对程序无关。

查看GDT here的linux内核代码：

[GDT_ENTRY_KERNEL32_CS]       = GDT_ENTRY_INIT(0xc09b, 0, 0xfffff),
[GDT_ENTRY_KERNEL_CS]         = GDT_ENTRY_INIT(0xa09b, 0, 0xfffff),
[GDT_ENTRY_KERNEL_DS]         = GDT_ENTRY_INIT(0xc093, 0, 0xfffff),
[GDT_ENTRY_DEFAULT_USER32_CS] = GDT_ENTRY_INIT(0xc0fb, 0, 0xfffff),
[GDT_ENTRY_DEFAULT_USER_DS]   = GDT_ENTRY_INIT(0xc0f3, 0, 0xfffff),
[GDT_ENTRY_DEFAULT_USER_CS]   = GDT_ENTRY_INIT(0xa0fb, 0, 0xfffff),

正如Peter指出的那样，每个段都从0开始，但是那些标志分别是0xc09b，0xa09b等？我倾向于认为它们是段选择器，如果不是，那么如果它们的寻址空间都从0开始，我将如何从内核段访问用户区段？

不使用分段。仅使用分页。段的seg_base地址设置为0，将其空间扩展到0xFFFFF，从而提供完整的线性地址空间。这意味着逻辑地址与线性地址没有什么不同。

此外，由于所有段彼此重叠，是提供内存保护（即内存分离）的分页单元吗？

分页提供保护，而不是分段。内核将检查线性地址空间，并根据边界（通常称为TASK_MAX）检查安全性级别。请求的页面。

1 个答案:

答案 0 :(得分：7)

是的，Linux使用分页，因此所有地址始终都是虚拟的。 （要访问位于已知物理地址的内存，Linux会将所有物理内存1：1映射到一定范围的内核虚拟地址空间，因此它可以简单地使用物理地址作为偏移量索引到该“数组”中。复杂度为32具有比内核地址空间更多的物理RAM的系统上的位内核。）

  

由页面组成的线性地址空间分为四个部分

否，Linux使用平面内存模型。所有这四个段描述符的基数和限制均为0和-1（无限制）。即它们全部完全重叠，覆盖了整个32位虚拟线性地址空间。

  

因此红色部分包括两个部分__KERNEL_CS和__KERNEL_DS

否，这是您出错的地方。 x86段寄存器不用于分段；它们是x86的传统行李，仅用于x86-64上的CPU模式和特权级别选择。 AMD并没有为此添加新的机制并完全删除长模式的分段，而只是在长模式下绝杀分段（就像固定在32位模式下的所有人一样，基本固定为0），并且仅将分段用于机器配置目的，而并非除非您实际上正在编写切换到32位模式的代码，否则它特别有趣。

（除了可以为FS和/或GS设置非零基数，而Linux可以为线程本地存储设置非零基数。但这与copy_from_user()的实现方式无关，或其他任何方面。只需检查该指针值，而不必参考任何段或段描述符的CPL / RPL。）

在32位传统模式下，可以编写使用分段内存模型的内核，但是主流操作系统都没有这样做。不过，有些人希望这已成为一件事情。参见this answer lamenting x86-64 making a Multics-style OS impossible。但这不是Linux的工作方式。

Linux是https://wiki.osdev.org/Higher_Half_Kernel，其中内核指针具有一个值范围（红色部分），而用户空间地址位于绿色部分。如果映射了正确的用户空间页表，内核可以简单地取消对用户空间地址的引用，它不需要转换它们或对段进行任何操作。 这就是拥有平面内存模型的意思。 （内核可以使用“用户”页表条目，但不能，反之亦然）。对于x86-64，请参阅https://www.kernel.org/doc/Documentation/x86/x86_64/mm.txt了解实际的内存映射。

这4个GDT条目都需要分开的唯一原因是出于特权级的原因，并且数据段与代码段的描述符具有不同的格式。 （GDT条目不仅包含基本/限制；这些是需要不同的部分。请参见https://wiki.osdev.org/Global_Descriptor_Table）

尤其是https://wiki.osdev.org/Segmentation#Notes_Regarding_C，它描述了“普通”操作系统通常如何以及为何使用GDT来创建平面内存模型，并为每个特权级别提供了一对代码和数据描述符。

对于32位Linux内核，只有gs获得线程本地存储的非零基数（因此，像[gs: 0x10]这样的寻址方式将访问依赖于执行线程的线性地址它）。或在64位内核（和64位用户空间）中，Linux使用fs。 （因为x86-64通过swapgs指令使GS变得特别，该指令旨在与syscall一起用于内核以查找内核堆栈。）

但是无论如何，FS或GS的非零基不是来自GDT条目，而是使用wrgsbase指令设置的。 （或者在不支持该功能的CPU上写入MSR）。

  

但是这些标志是什么，即0xc09b，0xa09b等？我倾向于相信它们是细分选择器

否，分段选择器是GDT的索引。内核使用[GDT_ENTRY_KERNEL32_CS] = initializer_for_that_selector之类的指定初始化语法将GDT定义为C数组。

（实际上，选择器的低2位（即段寄存器值）是当前特权级别。因此GDT_ENTRY_DEFAULT_USER_CS应该是`__USER_CS >>2。）

mov ds, eax触发硬件为GDT编制索引，而不是线性搜索GDT以查找内存中的匹配数据！

GDT数据格式：

您正在查看x86-64 Linux源代码，因此内核将处于long模式，而非保护模式。我们可以知道，因为USER_CS和USER32_CS有单独的条目。 32位代码段描述符将清除其L位。当前的CS段描述是什么使x86-64 CPU进入32位兼容模式和64位长模式。要输入32位用户空间，iret或sysret会将CS：RIP设置为用户模式的32位段选择器。

我认为您也可以使CPU处于16位兼容模式（例如，兼容模式不是实模式，但默认操作数大小和地址大小为16）。但是Linux不会这样做。

无论如何，如https://wiki.osdev.org/Global_Descriptor_Table和细分中所述，

  

每个段描述符都包含以下信息：

     
      
  • 段的基地址
    •   
  • 段中的默认操作大小（16位/ 32位）
    •   
  • 描述符的特权级别（Ring 0-> Ring 3）
    •   
  • 粒度（段限制以字节/ 4kb为单位）
    •   
  • 细分限制（细分中的最大合法偏移量）
    •   
  • 段存在（是否存在）
    •   
  • 描述符类型（0 =系统； 1 =代码/数据）
    •   
  • 段类型（代码/数据/读取/写入/访问/符合/不符合/扩展/扩展/向下扩展）
    •   

这些是多余的位。我对哪个位不特别感兴趣，因为我（认为我）了解了不同GDT条目的用途和作用的高级知识，而无需深入了解其实际编码方式。

但是，如果您查看x86手册或osdev Wiki，以及这些初始化宏的定义，则应该发现它们导致GDT条目的L位设置为64位代码段，已清除适用于32位代码段。显然，类型（代码与数据）和特权级别有所不同。

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