Linux内存分段

Question

在研究Linux内部和内存管理时，我偶然发现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，对于进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（用户区域）。

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）：

因此红色的部分由两个部分__KERNEL_CS和组成，__KERNEL_DS绿色的部分由两个部分__USER_CS和组成__USER_DS。

这些段彼此重叠。分页将用于用户空间和内核隔离。

但是，从Wikipedia 此处提取：

daccess-ods.un.org daccess-ods.un.org许多32位操作系统都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。

在这里查看GDT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所指出的，每个段都从0开始，但是那些标志分别是0xc09b，0xa09b等等？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userland段？

不使用细分。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区别。

另外，由于所有段彼此重叠，提供内存保护（即内存分离）的是分页单元吗？

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）检查请求页面的特权级别。

Answer 1

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。32个模块的复杂性）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

不，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）。即它们都完全重叠，覆盖了整个32位虚拟线性地址空间。

所以，红色部分由两个部分组成__KERNEL_CS，并__KERNEL_DS

不，这是您出错的地方。 x86段寄存器不用于分段；它们是x86遗留的行李，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。

（除非您可以为FS和/或GS设置非零基数，而Linux则为线程本地存储设置非零基数。但这与copy_from_user()实现方式无关，或其他任何事情。它只需要检查指针值，不参考任何片段或片段描述符的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。但是，有些人希望这已经成为一件事情，例如，看到这个回答感叹x86-64使Multics风格的OS变得不可能。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”页表项，但不反之亦然）。特别是对于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。请参阅https://wiki.osdev.org/Global_Descriptor_Table）

特别是https://wiki.osdev.org/Segmentation#Notes_Regarding_C，它描述了“正常”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，只能gs为线程本地存储获取一个非零的基数（因此，类似的寻址模式[gs: 0x10]将访问依赖于执行该线程的线程的线性地址）。或在64位内核（和64位用户空间）中，Linux使用fs。（因为x86-64使GS与swapgs指令相对应，该指令旨在与syscall内核一起使用以查找内核堆栈。）

但是无论如何，FS或GS的非零基不是来自GDT条目，而是通过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0xc09b，0xa09b等等？我倾向于认为它们是细分选择器

不，细分选择器是GDT的索引。内核使用指定的初始化程序语法将GDT定义为C数组[GDT_ENTRY_KERNEL32_CS] = initializer_for_that_selector。

（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，因此内核将处于长模式而不是受保护模式。我们可以说，因为有单独的入口USER_CS和USER32_CS。32位代码段描述符将L清除其位。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Segmentation中所述，

每个段描述符包含以下信息：

• 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/扩大/扩大/缩小）

这些是额外的位。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，而没有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init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，而对32位代码段清除。显然，类型（代码与数据）和特权级别有所不同。