linux 0.11内存管理

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linux 0.11内存管理

线性地址空间的格局

每个线程的虚拟地址空间并不重叠，每个进程不跨越自己的空间。如何防止进程跨越64M的空间进行非法访问？

非法跨越进程边界有两种情况：

  • 一个进程非法跨越到内核

  • 一个进程非法跨越到另一个进程

示意图

非法跨越问题

如何防止进程跨越到内核的非法访问

通过cpu硬件禁止从3特权级跳转到0特权级。通过设置LDT,GDT设定了特权级。进程能否自己修改LDT,GDT?不能，因为这两个都在内核数据段，是0特权级，进程无法访问。那进程能不能自己建一个LDT,GDT狸猫换太子？也不能，因为运行的时候CPU只将GDTR和LDTR寄存器指向的数据结构认定为LDT,GDT，进程自己没法伪造。而LDTR和GDTR是0特权级的进程没法把自己伪造的挂上去。

在寻址过程中我们会对这一内容做一个总结。详见下面的寻址章节。

进程怎么合理的跨越特权级

涉及进程通信和中断门，TSS进程切换

分页管理

页面地址映射

重要寄存器：

CR3:指向页目录表的地址。CR3里面存放的是物理地址

CR0寄存器： CR0

内核分页机制

建立过程：

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.org 0x1000
pg0:
.org 0x2000
pg1:
.org 0x3000
pg2:
.org 0x4000
pg3:
.org 0x5000
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   movl $pg0+7,_pg_dir		/* set present bit/user r/w */
movl $pg1+7,_pg_dir+4		/*  --------- " " --------- */
movl $pg2+7,_pg_dir+8		/*  --------- " " --------- */
movl $pg3+7,_pg_dir+12		/*  --------- " " --------- */
	/*在这段汇编代码中，_pg_dir 是一个地址，_pg_dir+4 是将 _pg_dir 的地址值增加 4 个字节，
以访问 _pg_dir 中的下一个 4 字节的位置。这种情况通常出现在处理数组或数据结构的情况下，
需要按字节访问连续的内存位置。
在汇编语言中，符号$通常用于表示立即数（immediate value），而不是地址偏移。$pg2+7 
中的7是一个立即数，而不是偏移量。这个7代表了一个具体的数值，而不是表示字节或二进制值。 */

上面的7代表111，这三位分别代表用户u，读写rw，存在p。如果是000代表内核，只读，不存在页。加7就是把后12位用于存权限问题。movl $pg0+7,_pg_dir 这行汇编指令的含义是将地址 pg0 加上 7 存储到 _pg_dir 地址处。因此上面这一段代码的意义就是让页目录表指向每个页表项，同时第一个地方指向页目录自己，每次递增4个字节即32位地址。也就是如下图所示,这里的_pg_dir就是head的起始地址，这里是在一边执行head.s的代码一边覆盖。

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	movl $pg3+4092,%edi/*一个页表的最后一项在页表中的位置是1023*4=4092（一共1024项，第1024项的开始地址） */
	movl $0xfff007,%eax		/*  16Mb - 4096 + 7 (r/w user,p) 一个页面4k=4096，16M是整个页面管理的空间，所以这里是最后一个页面的地址*/
	std/*方向位置位，edi递减 */
1:	stosl			/* fill pages backwards - more efficient :-) */
	subl $0x1000,%eax  /*每写好一项物理地址递减0x1000 ，16^3=2^12=4k */
	jge 1b/*如果小于0说明全填好了 */

edi指向了第一个页面，eax指向了最后一个页面

其中进程0用的是内核的页表。

地址32位4字节，一共页表4k，可以保存1k个线性地址间接指向下一级页表页表映射关系

页面管理

内核通过mem_map管理1M以上的内存空间。

mem_map

目录项或页表项P位为1的时候说明已经和某页面建立了映射，如果为0说明没有建立映射机制。此时如果使用该页表项的页面会发送缺页中断。

进程管理自己的页

进程的页目录表是通过内核代码调用得到的，处于内核数据段。因此进程自己是没有权限修改自己的页目录表的，是由内核全权代理。

父子进程共享页面

copy pagetable：

进入copy_page_tables函数后，先为新的页表申请一个空闲页面，并把进程0中第一个页表里的前160个页表项复制到这个页面中（1个页表项控制一个页面4KB内存空间，160个页表项可以控制640KB内存空间）。进程0和进程1的页表暂时度指向了相同的页面，意味着进程1也可以操作进程0的页面。之后对进程1的页目录表进行设置。最后，用重置CR3的方法刷新页面变换高速缓存。进程1的页表和页目录表设置完毕。进程1此时是一个空架子，还没有对应的程序，它的页表又是从进程0的页表复制过来的，它们管理的页面完全一致，也就是它暂时和进程0共享一套页面管理结构。

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//from 父进程的段基地址，to子进程的段基地址
/*分页实现的是从线性地址到物理地址的转换，因此函数的输入一定是线性地址，
  为了方便遍历，把单位换算为M,此处硬件MMU要求页目录项的地址4M对齐*/
int copy_page_tables(unsigned long from,unsigned long to,long size)
{
	unsigned long * from_page_table;
	unsigned long * to_page_table;
	unsigned long this_page;
	unsigned long * from_dir, * to_dir;
	unsigned long nr;
	//0x3fffff 是4M，是一个页表的管辖范围，22位from和to必须是4MB的整数倍，一个页表对应的4MB连续的线性地址空间必须是从0开始的4MB的整数倍数
    //4M一个页表的覆盖范围，如果4M没有对齐则panic，cpu的要求，cpu分页要对齐，页目录表项要4M对齐
	if ((from&0x3fffff) || (to&0x3fffff)) //必须满足后面22位都是0才能不panic
		panic("copy_page_tables called with wrong alignment");
	//父进程页目录表项的位置，一个线性地址空间对应一个页目录表
	//from右移20位：以MB为单位，例如0010 0000 0000 0000 0000 000》0010就是2M
    //确保from_dir是4M的倍数
	from_dir = (unsigned long *) ((from>>20) & 0xffc); /* _pg_dir = 0 *///地址数由字节数变成M，c：1100，ffc肯定是4的倍数，因此是4M的倍数,
	//有ff是因为32位地址，右移20，还剩12位，ffc，十二位
	//确保to_dir是4M的倍数
	to_dir = (unsigned long *) ((to>>20) & 0xffc);
	//22 4MB，这里是不足4M强行等于一个4M
	size = ((unsigned) (size+0x3fffff)) >> 22;
	//基地址的低第一位：是P位，指示页表是否存在
    /*
    以进程0创建进程1为例：
    此时from：0
       to :0x4000000(64M)
       SIZE:段限长：0x9f（0xa0)160*4k=640k
       进行单位换算以后就变成了：from 0M TO 64 M size=1M ,如下所示的from和to两个指针进行拷贝操作
       ---------
       ^(0M from_dir)
       ----...----
              ^(64M to_dir)
       两层循环：
       for 父进程的遍历页目录项对应的每一个页表
           if子进程页目录项存在报错
           if 父进程页目录项不存在则跳过，继续便历下一项
                    为子进程的页表分配页面
         for 遍历该页目录项指向的页表对应的页面
             if（父进程该页表不存在，则跳过，继续遍历下一个页表）
             (用nr来记录要遍历的页面的数量，如果from是0M也就是进程0，则要遍历的页面长度是段限长640K.这是因为进程0比较特殊，与内核公用了一个页表，进程0的东西不能都被拷贝给子进程，否则就有问题了.比如进程0的页目录由16	M后两页的内容，后两页有子进程1的task_struct 和页表项，这俩子进程应该无权访问，否则子进程就可以修改自己的页面映射关系了显然不大对。)
             注意：1M以内的页面不参与用户分页管理
             1.设置页面的权限，因为子进程共享了父进程的页面，因此应该把子进程的权限设置位只读，否则两个进程如果存在同时写的情况就会出错。子进程如果需要修改页面，则会引出后面要讲的copy on write
             2.将页面填到子进程的页表（页框frame）里面，完成映射关系
             3.修改mem_map里面的引用计数，表面该页面被新增的进程占用
    */
	for( ; size-->0 ; from_dir++,to_dir++) {
		if (1 & *to_dir)//1:p位。
			panic("copy_page_tables: already exist");
		if (!(1 & *from_dir)) //from的页表不存在，则没必要进行下去了
			continue;
		//0xfffff000 低12位清零，from_dir是页目录项的地址，高20位是页表的地址
		from_page_table = (unsigned long *) (0xfffff000 & *from_dir);
		if (!(to_page_table = (unsigned long *) get_free_page()))//获得空页面。上次调用是在找一个空页面放         task_struct
			return -1;	/* Out of memory, see freeing */
		*to_dir = ((unsigned long) to_page_table) | 7;//这次是给子进程的基地址段分配页面
		nr = (from==0)?0xA0:1024; //0xa0：0x9f 可以查看init task里面的ldt的断限长计算，把父进程的160个页表项640KB空间的内容复制给子进程
		for ( ; nr-- > 0 ; from_page_table++,to_page_table++) {
			this_page = *from_page_table;
			if (!(1 & this_page)) 
				continue;
			this_page &= ~2;//设置页表属性~2:101 用户，只读，存在
			*to_page_table = this_page;
			if (this_page > LOW_MEM) {//1MB以内的内核区域不参与用户分页管理
				*from_page_table = this_page;
				this_page -= LOW_MEM;
				this_page >>= 12; //
				mem_map[this_page]++; //增加引用计数，说明这个页被这个进程占用了
			}
		}
	}
	invalidate();//重置CR3为0，刷新页变换高速缓存
	return 0;
}
copypagetable

页面双指针管理

分配给进程的页面除了进程通过建立页表项的映射，内核本身也在管理

双指针

寻址

寻址过程

寻址机制

逻辑地址->线性地址

一个==逻辑地址==由一个 16 位的段选择子和一个 32 位的偏移组成

例如jmpi 0，8，0是偏移，8是段选择子：==1000==

段选择子格式：

段选择子格式

1000：

解释图

转换关系：

转换关系

线性地址->物理地址

32位地址：CPU 在看到我们给出的内存地址后，首先把线性地址被拆分成

高 10 位：中间 10 位：后 12 位。

线性地址

\(2^{10}\)=1K,一个页目录表有1k个页表，一个页表包含1k个页表项，一个页表指向一个页面(4k)。

因此一个页表对应了4M的物理空间。这里一共建立了4个页表：16M空间，理论上可以更大。由于硬件中cpu是4k对齐的

因此低12位会是零，所以可以用高20位来表示4KB对齐的页表和页，因此可以用后12位设置权限。

线性地址

代码示例：

以如下代码为例展示从线性地址转换到物理地址的过程

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void write_verify(unsigned long address)
{
	unsigned long page;
    // 判断指定地址所对应页目录项的页表是否存在(P)，若不存在(P=0)则返回。4M对齐
	if (!( (page = *((unsigned long *) ((address>>20) & 0xffc)) )&1))
		return;
	// 取页表的地址，加上指定地址的页面在页表中的页表项偏移值，得对应物理页面的页表项指针。
	page &= 0xfffff000;//4k对齐
	page += ((address>>10) & 0xffc);//（ffc，置0了除了11~2位的所有位）高10位置零，低十位置零只留了中间十位，后两位置零了起到乘4的效果，因为每一个偏移量是以4字节（32位）为单位的，避免后面取到了index再乘4的操作
	// 如果该页面不可写(标志 R/W 没有置位)，则执行共享检验和复制页面操作（写时复制）。
	if ((3 & *(unsigned long *) page) == 1)  /* non-writeable, present */
		un_wp_page((unsigned long *) page);
	return;
}

page = *((unsigned long *) ((address>>20) & 0xffc))

地址转换

IA-32 特权级保护

linux 0.11的特权级保护是基于==段==的。

访问控制是针对==内存==的访问控制，是以字节为单位的。

首先，程序发生跳转指令的时候会有非法访问的嫌疑。短跳转不会涉及段的变化，不会非法访问。而长跳转例如 jmpi 0，8

怎么确保不会从低特权级跳到高特权级？

访问数据段

高特权级的代码段可以访问第特权级的数据段，低特权不允许访问高特权的数据

访问数据段的时候的特权检查

举个例子

堆栈

SS寄存器加载

访问代码段

程序控制从一个代码段转换到另一个代码段时，必须把目标代码段的段选择子装 入 CS 寄存器。在装载过程中，处理器会检查目标代码段的段描述符，对段界限、类型 及特权级进行检验。进程控制转移是用 JMP、CALL、RET、SYEENTER、SYSEXIT、INT n 和 IRET 指令或者异常和中断机制来实现的。

目标代码段描述符的一致性（C）标志（段描述符类型域），这个标志确定一个段是一个一致性代 码段（标志为 1）还是非一致性代码段（标志为 0）。

访问非一致性代码段

当访问非一致性代码段时，调用例程的 CPL 必须与目标代码段的 DPL 相等，否则 处理器会产生一个一般保护异常（#GP）。

访问非一致性代码段

访问一致性代码段

当访问一致性代码段时，调用例程的 CPL 可以在数值上等于或小于（较低特权级）目标代码段的 DPL。仅当 CPL 大于 DPL 的时候，处理器产生一个一般保护异常（#GP）。 （当目标代码段是一致性代码段时，不用检验目标代码段的 RPL。）

门调用

门调用

GDT的变迁

==详见：第一章和第二章笔记==

GDT的变迁

段描述符结构

段描述符：写在gdt表里面的那个内容也是段描述符。段描述符是 GDT 或 LDT 中的一个数据结构，它为处理器提供诸如段基地址、段大 小、访问权限及状态等信息。

段描述符结构

G表示粒度：

  • 如果粒度标志位为 0，则段大小可以从 1 字节到 1M 字节，段长 增量单位为字节。

  • 如果粒度标志位为 1，则段大小可以从 4K 字节到 4G 字节，段长 增量单位为 4K 字节。

D/B（默认操 作数大小/默认 栈指针大小和/ 或上限）标志

根据段描述符所指的是可执行代码段、向下扩展的数据段还是堆栈 段，这个标志有不同的功能。（对 32 位的代码和数据段，这个标志 总是被置为 1，而 16 位的代码和数据段，这个标志总是被置为 0。）

P（段存在） 标志

指明段当前是否在内存中（1 表示在内存中，0 表示不在）。当指向 段描述符的段选择子被装进段寄存器时，如果这个标志为 0，处理器 会产生段不存在异常（#NP）。内存管理软件可以通过这个标志，来 控制在某个特定时间有哪些段是真正的被载入物理内存的。这是除 分页之外的另一个虚拟内存控制机制。 图 3-9 演示了段存在标志置 0 时段描述符的格式。当这个标志置 0 时，操作系统或者管理软件就可以随意去使用标明为“可用”的地 方（段描述符里）来存贮自己的数据，比如有关已消失段的所在位 置的信息。

DPL（描述符 特权级）域

指明段的特权级。特权级从 0 到 3，0 为最高特权级。DPL 用来控制 对段的访问。DPL:访问该段的权限设置

S（描述符类 型）标志

确定段描述符是系统描述符（S 标记为 0）或者代码、数据段描述符 （S 标记为 1）

类型域 指明段或者门的类型，确定段的访问权限和增长方向。如何解释这 个域，取决于该描述符是应用程序描述符（代码或数据）还是系统 描述符。代码段、数据段和系统段对类型域有不同的编码

类型域