内存寻址-xlanchen@2007918.ppt

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1、Linux操作系统分析,中国科学技术大学计算机系 陈香兰（051287161316） Spring 2011,2019/4/14,Linux OS Analysis,2/54,上次课内容回顾,源代码简介 启动代码简介 Linux内核代码组成分析 Linux的启动层次 Linux的启动分析,内存寻址,2019/4/14,Linux OS Analysis,4/54,内容提要,X86微处理器的存储器寻址 Linux在X86上的寻址实现,2019/4/14,Linux OS Analysis,5/54,存储器地址,在intelx86处理器下，有三种不同的地址 逻辑地址：每个逻辑地址由一个段(segm

2、ent)和偏移量(offset)组成 线性地址：32位无符号整数，可表示4G大小的地址空间 物理地址：芯片级内存单元寻址。它们与从CPU的地址引脚发送到内存总线上的电信号相对应 地址转换过程,物理地址,线性地址,分段单元,分页单元,逻辑地址,2019/4/14,Linux OS Analysis,6/54,为什么需要内存寻址机制？,保护内核不受恶意或者无意的破坏 隔离各个用户进程 方便程序的编写，使程序员可以抛开对物理内存的考虑，而且理论上可以使用任意大小的空间,2019/4/14,Linux OS Analysis,7/54,硬件的分段单元（1） 段寄存器(segment register)

3、,I386体系结构采用分段机制 逻辑地址=段：段内偏移 使用16位段寄存器来指明当前所使用的段 有六个：cs, ss, ds, es, fs和gs CPU规定了3个寄存器的专门的用途 cs 代码段寄存器，指向存放程序指令的段 ss 堆栈段寄存器，指向存放当前堆栈的段 ds 数据段寄存器，指向存放数据的段,2019/4/14,Linux OS Analysis,8/54,从80386开始，Intel微处理器以两种不同的方式执行地址转换,实模式（20位） 16位段寄存器只记录段基址的高16位，因此段基址必须4位对齐（末4位为0） 不采用虚拟地址空间，直接采用物理地址空间 物理地址=段寄存器值*16

4、+段内偏移 保护模式（32位） 16位段寄存器无法直接记录段的信息，因此需要与全局描述符表GDT配合使用 GDT中记录了每个段的信息（段描述符），段寄存器只需记录段在GDT中的序号,2019/4/14,Linux OS Analysis,9/54,注意：cs寄存器还有一个很重要的功能:它含有一个两位的域，用以指明CPU的当前特权级CPL (current privilege level)，值为0代表最高优先级，值为3代表最低优先级 线性地址=段基地址+段内偏移 其中，段基地址是根据段寄存器所指明的GDT中的段描述符中的信息得到的 物理地址：根据页表对线性地址进行转换而得到,2019/4/14,

5、Linux OS Analysis,10/54,GDT和段描述符 (segment descriptor),每个段由一个段描述符来表示，一个段描述符长度为8个字节 全局描述符表GDT (global description table)就用来存放段描述符 GDT表也存放在RAM中，并使用一个专门的寄存器GDTR来指示GDT表在RAM中的位置（物理起始地址） 局部描述符表LDT（Local Description Table） 根据x86，每个进程可以设置一个LDT LDT表也存放在RAM中，使用LDTR来指示当前的LDT表,2019/4/14,Linux OS Analysis,11/54,由

6、于段的用途不一样，Intelx86提供下列几种段描述符,数据段描述符（Data Segment Descriptor） 可以描述各种用户数据段和堆栈段 代码段描述符（Code Segment Descriptor） 描述一个用户代码段 任务状态段描述符（Task State Segment Descriptor） 描述一个任务的状态段 局部描述符表描述符 描述一个LDT段 系统段描述符（System Segment Descriptor）,2019/4/14,Linux OS Analysis,12/54,段描述符主要描述如下内容,段的物理起始地址（base字段，32位） 段长度（limit字

7、段，20位） 段长度的单位（粒度，G标志，1位） 0：字节为单位 1：4KB为单位 是否系统段（S标志，1位） 0：系统段 1：普通的段,2019/4/14,Linux OS Analysis,13/54,类型字段（Type字段，4位） 例如代码段、数据段、任务状态段、局部描述符段等等 段的特权级描述字段（DPL字段，2位） 00b：只能被CPL=00b的内核代码段访问 11b：可以被任意代码段访问 段存在标志（1位） 0：该段当前不在内存中 1：该段当前在内存中 ,Descriptor Privilege Level,2019/4/14,Linux OS Analysis,14/54,段描述

8、符的格式,段基址、 段长度、 其他属性,例如，0x00cf9a000000ffff,2019/4/14,Linux OS Analysis,15/54,段选择子（Segment Selector）,16位段寄存器与GDT或LDT配合起来对相应的段进行寻址 段寄存器中的值称为段选择子，16位 13位的索引，指定GDT表中的相应的段描述符 1位的TI(Table Indicator) (跟LDT表有关，Linux中基本未使用） 2位RPL(request privilege level) 当相应的段选择符装入到cs寄存器中时，表明了CPU的当前特权级（用户/内核）,2019/4/14,Linux

9、OS Analysis,16/54,段选择子的使用和段描述符的快速访问,段寄存器,段选择子,段描述符,描述符表,段,（ ）,非编程寄存器,段描述符,2019/4/14,Linux OS Analysis,17/54,逻辑地址到线性地址的转换,GDT或LDT,GDTR或LDTR,选择子,偏移,线性地址,逻 辑 地 址,2019/4/14,Linux OS Analysis,18/54,Linux中的段,基于下面两个原因，linux中只使用了几个段 段和页的同时存在在一定程度上有点多余。 因为两者都可以划分进程的物理空间 所有的进程希望使用同样的0-4G的逻辑空间。 这样程序员不必考虑进程地址的问

10、题，也让内核的内存管理变得简单一些,2019/4/14,Linux OS Analysis,19/54,Linux下的全局描述符表（部分）,在arch/x86/kernel/head_32.S中,内核数据段,用户代码段,用户数据段,Linux中的GDT,在include/asm-x86/segment.h中,2019/4/14,Linux OS Analysis,20/54,在arch/x86/boot/pm.c中,在arch/x86/boot/pm.c中,2019/4/14,arch/x86/kernel/cpu/common.c,2019/4/14,2019/4/14,Linux OS A

11、nalysis,23/54,_BOOT_CS,0x10=0000 0000 0001 0000b 内核代码段，在GDT中相应的段描述符各个域有如下值,Index=2,RPL=0,特权级,4GB,内核代码段,内核数据段,用户代码段,用户数据段,0x00cf9a000000ffff,2019/4/14,Linux OS Analysis,24/54,_BOOT_DS,0x18=0000 0000 0001 1000b 内核数据段，在GDT中相应的段描述符各个域有如下值,Index=3,RPL=0,特权级,内核代码段,内核数据段,用户代码段,用户数据段,4GB,0x00cf92000000ffff,

12、2019/4/14,Linux OS Analysis,25/54,Linux下GDT表的初始化,1）在i386/boot/herder.Si386/boot/main.c: main() arch/x86/boot/pm.c:go_to_protected_modesetup_gdt中 GDT表中的内容 GDT表基址的装载（此时还没有切换到保护模式） 切换到保护模式之后，（代码）段寄存器的装载 2）在i386/boot/compressed/head_32.S中 各个数据段寄存器的装载 3）在i386/kernel/head_32.S中 boot_gdt和GDT基址的装载 各段寄存器的重新装

13、载 early_gdt_descr和per_cpu_gdt_page,参见arch/x86/kernel/cpu/common.c,2019/4/14,Linux OS Analysis,26/54,硬件的分页单元,分页单元：线性地址=物理地址 为了效率起见，线性地址被分成以固定长度为单位的组，称为页。 页内连续的线性地址被映射到连续的物理地址中。 把线性地址映射到物理地址的数据结构叫做页表(page table)。 页表存放在内存中，并在启用分页单元以前由内核对之进行初始化 Intel处理器中，通过设置CR0寄存器的一个标志位来启用分页单元。,2019/4/14,Linux OS Analy

14、sis,27/54,硬件的分页单元,区分一下页和页框的概念 一页指一系列的线性地址和包含于其中的数据 页框(page frame) 分页单元认为所有的RAM被分成了固定长度的页框 每个页框可以包含一页，也就是说一个页框的长度和一个页的长度是一样的 页框是内存的一部分，是一个实际的存储区域。 页只是一组数据块，可以存放在任何页框中,2019/4/14,Linux OS Analysis,28/54,常规分页,从i386起，intel处理器的分页单元处理4KB的页 32位的线性地址被分成3个域 目录(directory) 最高的10位 页表(Table) 中间的10位 偏移量(offset) 最低

15、的12位 线性地址的转换分两步完成，每一步都基于一种转换表 第一种称为页目录表(page directory) 第二种称为页表(page table) 正在使用的页目录表的物理地址存放在CPU的CR3寄存器中,2019/4/14,Linux OS Analysis,29/54,Intel 80x86处理器的分页,线性地址,CR3,页目录,页表,页,2019/4/14,Linux OS Analysis,30/54,页目录表项和页表项,页目录表项和页表项存储的都是页框的基址 页目录表项存储对应页表的物理地址 页表项存储对应物理页面的起始地址 4KB，12位对齐，因此最后12位被用来存放该页的标志

16、位，包括： Present标志、Accessed标志、Dirty标志、Read/Write标志、User/Supervisor标志、 如果present标志为0，分页单元就把这个线性地址存放在处理器的CR2寄存器中，并产生一个14号异常（缺页异常）,2019/4/14,Linux OS Analysis,31/54,硬件的分页单元,扩展分页 pentium处理器引进了扩展分页，允许页框的大小为4K或者4M,线性地址,页目录,4M 页,CR3,2019/4/14,Linux OS Analysis,32/54,硬件保护方案,级别由前面提到的User/Spuervisor标志控制 若这个标志为0，

17、只有当CPL小于3(对linux来说，即处理器处于内核态)时才能对此页寻址； 若这个标志为1，则总能对此页寻址 存取权限由Read/Write标志控制 标志为0，页是只读的 标志为1，则是可读写的,2019/4/14,Linux OS Analysis,33/54,0x20000000：0010 0000 0000 0000 0000 0000 0000 0000b,分页举例,假设内核给一个正在运行的进程p1分配的线性地址空间是0x20000000到0x2003ffff（256KB） 这段空间大小为0x40000，即0x40个页（64页） 有效的线性地址范围为：,页目录索引 （0x80=128

18、）,页表索引 （0x0=0）,0x20003ffff：0010 0000 0000 0011 1111 1111 1111 1111b,页目录索引 （0x80=128）,页表索引 （0x3f=63）,2019/4/14,Linux OS Analysis,34/54,p1的页表和虚拟空间,0,1023,128,0,63,1023,p1的页目录,p1的页表,p1的页,p1的页,数据/代码,数据/代码,2019/4/14,Linux OS Analysis,35/54,分页举例,假设进程需要读取0x20021406中的字节。 分页单元将该地址划分为3个部分： 0x20021406=0010 000

19、0 0000 0010 0001 0100 0000 0110b 当进程无论何时试图访问0x20000000到0x2003ffff范围之外的线性地址时，都将产生一个保护错误,页目录索引 （0x80=128）,页表索引 （0x21）,页内偏移 （0x406）,CR3,+,p1的页目录,p1的页表,+,Present=0,缺页异常,Xxx xxx Xx xxx Xx xx,xxxx,2019/4/14,Linux OS Analysis,36/54,Linux的分页,Linux采用3级分页模式 页全局目录(Page Global Directory) 页中间目录(Page Middle Direc

20、tory) 页表(Page Table),2019/4/14,Linux OS Analysis,37/54,Linux 的分页模式,CR3,全局 页目录,中间 页目录,页表,页,线性地址,2019/4/14,Linux OS Analysis,38/54,Linux进程的分页,Linux对进程的处理很大程度上依赖于分页。实际上，由硬件提供的MMU将线性地址自动转换为物理地址使得下面的设计目标变得可行： 给每个进程分配一块不同的物理地址空间，这种机制确保了对寻址错误提供有效的保护 区别页(即一组数据)和页框(实际的物理空间)之间的不同。这是虚拟存储器机制的基本因素,2019/4/14,Linu

21、x OS Analysis,39/54,每个进程都有它自己的页全局目录和自己的页表集合，当进程切换发生时，linux把CR3寄存器的值保存在跟进程相关的一个数据结构中，然后用另外一个进程相应的值填充CR3寄存器。 因此，当新进程恢复在CPU上执行时，分页单元将使用一组与新进程对应的页表,2019/4/14,Linux OS Analysis,40/54,Linux对页表的处理函数 硬件提供了这种转换机制，而软件所要做的就是准备好正确的数据，使得硬件能够准确无误的执行 Linux中实现很多对页表进行设置，操作和处理的函数 include/asm_x86/page.h include/asm_x8

22、6/pgtable.h include/asm_x86/pgtable_2level.h ,2019/4/14,Linux OS Analysis,41/54,线性地址字段,PAGE_SHIFT PMD_SHIFT PGDIR_SHIFT PTRS_PER_PTE PTRS_PER_PMD PTRS_PER_PGD ,2019/4/14,Linux OS Analysis,42/54,页表的处理,表项类型： include/asm_1386/page_32.h pte_t, pmd_t, pgd_t 页的保护： include/asm_1386/page.h pgprot_t 无符号整数与上述

23、各类型的转换 _pte(), _pmd(), _pgd(), _pgprot() pte_val(), pmd_val(), pgd_val(), pgprot_val(),2019/4/14,Linux OS Analysis,43/54,判断/读/写/修改各表项的操作 pte_none(), pmd_none(), pgd_none() 判断对应表项值是否为0 pte_present(), pmd_present(), pgd_present() 判断对应表项的present标志是否1 pte_clear(), pmd_clear(), pgd_clear() 清除相应页表的一个表项 pm

24、d_bad(), pgd_bad() 检查相应目录项是否不能使用 pte_read(), pte_write(), pte_exec(), ,2019/4/14,Linux OS Analysis,44/54,保留的页框,内核代码和静态数据结构存放在一组保留的页框中。这些页框所含的页从来不会被动态的分配或者交换到磁盘上 作为一条常规，linux内核被安装在物理地址0x00100000开始的地方。 一个Linux内核所需的页框总数依赖于该内核的配置方案 基于典型配置的内核可以被安装在小于2MB的RAM中,1MB,2019/4/14,Linux OS Analysis,45/54,为什么选择从1M

25、B开始？,观察01MB的使用情况 0x00x1000：BIOS使用 0x000a00000x000fffff：BIOS例程、VRAM等等 为避免使用不连续的物理内存，Linux选择从1MB开始,2019/4/14,Linux OS Analysis,46/54,Linux2.4内核的前512个页框，2MB （假定内核所需内存1MB）,不可用的页框,可用的页框,内核代码,初始化过的内核数据,未初始化过的内核数据,2019/4/14,Linux OS Analysis,47/54,进程页表,一个进程的线性地址空间被分成两部分 03G：用户态和内核态都可以访问 3G4G：只有内核态可以访问 进程的页

26、全局目录 前768项：用来映射低于0xc0000000的线性地址，具体内容与进程相关。 剩余的表项：用来映射内核空间，对所有进程都一样,2019/4/14,Linux OS Analysis,48/54,内核空间,Linux把内核代码映射到了0xc0000000以上的空间,以前的链接描述文件,2019/4/14,Linux OS Analysis,49/54,内核页表,实际上，内核映象在被装入内存以后，CPU仍然运行于实模式下，分页单元还没有被启动 在i386/kernel/head_32.S中启动 内核分两个阶段初始化自己的页表 一，仅创建够自己使用的空间 二，利用剩余的RAM并恰当的建立映

27、射整个物理内存的页表,2019/4/14,Linux OS Analysis,50/54,Linux的临时内核页表,i386/kernel/head_32.S,arch/x86/kernel/head_32.S,参见vmlinux_32.lds.S,2019/4/14,Linux OS Analysis,51/54,Linux的分页,开启分页单元,2019/4/14,Linux OS Analysis,52/54,首先填写页目录项（低地址端+3G高地址端） 指向pg0等（由edi指向） 然后填写pg0中的1024项 物理地址底端4M，页表项的值由eax维护,2019/4/14,页表初始化结束条

28、件,2019/4/14,Linux OS Analysis,54/54,最终内核页表,最终内核页全局目录仍然保留在变量swapper_pg_dir中。它由函数pagetable_init初始化 参见arch/x86/mm/init_32.c 低端页目录项的失效 mem_initzap_low_mappings,kernel_physical_mapping_init,2019/4/14,Linux OS Analysis,55/54,其他,关于cache 处于分页单元与MM之间 关于TLB 重写CR3，会导致TLB更新,2019/4/14,Linux OS Analysis,56/54,作业：

29、,_USER_CS、 _USER_DS的值分别是多少？它们分别对应GDT表中的哪一项？RPL分别是多少，对应Linux的哪个级别（用户级还是内核级）？ 在32位pc中，结合Linux2.6.26/arch/x86/kernel/head_32.S中228-251行相关代码，关于临时2级页表的初始化过程，假设pg0所在的物理地址是0x567000，回答下列问题（以下涉及到数值的地方，请用16进制表示）： 填写在swapper_pg_dir中第0x0项的内容是什么，有什么含义？ 若填写了swapper_pg_dir中第0x1项，则此内容是什么？ 填写在pg0的第0x0项、第0x1项和第0x3FF项的内容是多少，有什么含义？ 根据swapper_pg_dir的第0x0项和pg0的内容，这个临时页表所代表的地址空间中，04MB-1的空间被映射的物理地址空间范围是什么？ 若内核地址空间从3G开始，那么填写在swapper_pd_dir中第0x300项和0x301项的内容是什么，与上述第0项和第1项有什么关系，有什么含义？,