中国科学技术大学计算机系 陈香兰（0512－ ） Spring 2011

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1 中国科学技术大学计算机系 陈香兰（0512－87161316） Spring 2011
Linux操作系统分析 中国科学技术大学计算机系 陈香兰（0512－ ） Spring 2011

2 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 2019/2/19
Linux OS Analysis

3 内存寻址

4 内容提要 X86微处理器的存储器寻址 Linux在X86上的寻址实现 2019/2/19 Linux OS Analysis

5 存储器地址 在intelx86处理器下，有三种不同的地址 地址转换过程
逻辑地址：每个逻辑地址由一个段(segment)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 逻辑地址 线性地址 物理地址 分段单元 分页单元 2019/2/19 Linux OS Analysis

6 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 2019/2/19 Linux OS Analysis

7 硬件的分段单元（1） 段寄存器(segment register)
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 2019/2/19 Linux OS Analysis

8 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+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 2019/2/19 Linux OS Analysis

9 物理地址：根据页表对线性地址进行转换而得到
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 2019/2/19 Linux OS Analysis

10 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 2019/2/19 Linux OS Analysis

11 由于段的用途不一样，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） 2019/2/19 Linux OS Analysis

12 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 2019/2/19 Linux OS Analysis

13 类型字段（Type字段，4位） 段的特权级描述字段（DPL字段，2位） 段存在标志（1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 2019/2/19 Linux OS Analysis

14 段描述符的格式 段基址、 段长度、 其他属性 例如，0x00cf9a000000ffff 2019/2/19
Linux OS Analysis

15 段选择子（Segment Selector）
index TI RPL 15 Segment selector 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） 2019/2/19 Linux OS Analysis

16 （ ） 段选择子的使用和段描述符的快速访问 段 描述符表 段描述符 段寄存器 非编程寄存器 段选择子 段描述符 2019/2/19
（ ） 段寄存器 非编程寄存器 段选择子 段描述符 2019/2/19 Linux OS Analysis

17 逻辑地址到线性地址的转换 GDT或LDT 线性地址 GDTR或LDTR 偏移 选择子 逻 辑 地 址 2019/2/19
逻 辑 地 址 Linux OS Analysis

18 Linux中的段 因为两者都可以划分进程的物理空间 这样程序员不必考虑进程地址的问题，也让内核 的内存管理变得简单一些
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题，也让内核 的内存管理变得简单一些 2019/2/19 Linux OS Analysis

19 Linux下的全局描述符表（部分） Linux中的GDT 在include/asm-x86/segment.h中 内核数据段 用户数据段
在arch/x86/kernel/head_32.S中 用户代码段 2019/2/19 Linux OS Analysis

20 在arch/x86/boot/pm.c中 在arch/x86/boot/pm.c中 2019/2/19 Linux OS Analysis

21 arch/x86/kernel/cpu/common.c
2019/2/19

22 2019/2/19

23 __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 特权级
Index=2 RPL=0 0x00cf9a000000ffff 4GB 内核代码段 内核数据段 用户代码段 用户数据段 2019/2/19 Linux OS Analysis

24 __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 特权级
Index=3 RPL=0 0x00cf ffff 4GB 内核代码段 内核数据段 用户代码段 用户数据段 2019/2/19 Linux OS Analysis

25 Linux下GDT表的初始化 1）在i386/boot/herder.S-->i386/boot/main.c: main() -- >arch/x86/boot/pm.c:go_to_protected_mode-->setup_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载 early_gdt_descr和per_cpu__gdt_page 参见arch/x86/kernel/cpu/common.c 2019/2/19 Linux OS Analysis

26 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。 2019/2/19 Linux OS Analysis

27 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 2019/2/19 Linux OS Analysis

28 常规分页 第一种称为页目录表(page directory) 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 2019/2/19 Linux OS Analysis

29 线性地址 页 页表 页目录 CR3 Intel 80x86处理器的分页 2019/2/19 Linux OS Analysis

30 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 4KB，12位对齐，因此最后12位被用来存放该页 的标志位，包括：
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） 2019/2/19 Linux OS Analysis

31 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 4M 页 页目录 CR3
2019/2/19 Linux OS Analysis

32 硬件保护方案 存取权限由Read/Write标志控制 级别由前面提到的User/Spuervisor标志控制
若这个标志为0，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 2019/2/19 Linux OS Analysis

33 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）
有效的线性地址范围为： 0x ： b 页目录索引 （0x80=128） 页表索引 （0x0=0） 0x20003ffff： b 页目录索引 （0x80=128） 页表索引 （0x3f=63） 2019/2/19 Linux OS Analysis

34 … p1的页表和虚拟空间 数据/代码 1023 1023 p1的页 p1的页 128 63 数据/代码 … p1的页目录 p1的页表
p1的页目录 p1的页表 2019/2/19 Linux OS Analysis

35 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：
0x = b 当进程无论何时试图访问0x 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） Xxx xxx Xx xx 缺页异常 + + Present=0 xxxx CR3 p1的页目录 p1的页表 2019/2/19 Linux OS Analysis

36 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 Directory) 页表(Page Table) 2019/2/19 Linux OS Analysis

37 Linux 的分页模式 线性地址 页 页表 中间 页目录 全局 页目录 CR3 2019/2/19 Linux OS Analysis

38 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 2019/2/19 Linux OS Analysis

39 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
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 2019/2/19 Linux OS Analysis

40 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
include/asm_x86/page.h include/asm_x86/pgtable.h include/asm_x86/pgtable_2level.h ...... 2019/2/19 Linux OS Analysis

41 线性地址字段 PAGE_SHIFT PMD_SHIFT PGDIR_SHIFT
PTRS_PER_PTE PTRS_PER_PMD PTRS_PER_PGD … 2019/2/19 Linux OS Analysis

42 页表的处理 表项类型： include/asm_1386/page_32.h 页的保护： include/asm_1386/page.h
pte_t, pmd_t, pgd_t 页的保护： include/asm_1386/page.h pgprot_t 无符号整数与上述各类型的转换 __pte(), __pmd(), __pgd(), __pgprot() pte_val(), pmd_val(), pgd_val(), pgprot_val() 2019/2/19 Linux OS Analysis

43 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 pmd_bad(), pgd_bad() 检查相应目录项是否不能使用 pte_read(), pte_write(), pte_exec(), … 2019/2/19 Linux OS Analysis

44 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 0x 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 2019/2/19 Linux OS Analysis

45 为什么选择从1MB开始？ 观察0~1MB的使用情况 为避免使用不连续的物理内存，Linux选择从 1MB开始
0x0~0x1000：BIOS使用 0x000a0000~0x000fffff：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 2019/2/19 Linux OS Analysis

46 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 2019/2/19 Linux OS Analysis

47 进程页表 一个进程的线性地址空间被分成两部分 进程的页全局目录 0~3G：用户态和内核态都可以访问 3G~4G：只有内核态可以访问
前768项：用来映射低于0xc 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 2019/2/19 Linux OS Analysis

48 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 2019/2/19
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49 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 内核分两个阶段初始化自己的页表
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并恰当的建立映射整个物理内 存的页表 2019/2/19 Linux OS Analysis

50 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 2019/2/19 Linux OS Analysis

51 Linux的分页 开启分页单元 2019/2/19 Linux OS Analysis

52 首先填写页目录项（低地址端+3G高地址端） 然后填写pg0中的1024项
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 2019/2/19 Linux OS Analysis

53 页表初始化结束条件 2019/2/19

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_initzap_low_mappings kernel_physical_mapping_init 为便于说明问题，使用了2.2内核代码 2019/2/19 Linux OS Analysis

55 其他 关于cache 关于TLB 处于分页单元与MM之间 重写CR3，会导致TLB更新 2019/2/19
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56 作业： __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 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，0~4MB-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？ 2019/2/19 Linux OS Analysis