《LINUX內(nèi)核源代碼情景分析》第2章筆記

fireaway7

第2章
2.2節(jié)需要理解的點：
*頁式存儲管理相對于段式存儲管理的好處：大小固定，方便管理；換出到磁盤時，提高效率
*i386既有段式存管，又有頁式存管，是因為他在支持頁式的時候，段式已經(jīng)存在相當長時間了，為了保留已有資源，Linux內(nèi)核作為軟件要面對他，也只能跟著多此一舉，只能“服從”，實際上是“欺騙”
*通過“Hello world!\n”程序熟悉地址映射全過程
a. ld為elf格式可執(zhí)行代碼從0x8000000開始安排代碼段，運行時用內(nèi)核分配的物理頁面決定到底在內(nèi)存的什么地方
b. CPU根據(jù)指令性質(zhì)判斷相應地址對應的段寄存器，根據(jù)段寄存器值（“|-描述項下標-|-GDTR/LDTR-|-權(quán)限-|”）以及邏輯地址，得到段映射得到的虛擬地址
c. 內(nèi)核建立新進程時，會將regs（進程的寄存器“現(xiàn)場”吧）的cs，ds、es、ss的值分別設(shè)置為__USER_CS（index=4,TI=0,RPL=3），__USER_DS（index=5,TI=0,RPL=3），這里驗證了“第2、3個描述項用于內(nèi)核代碼段和數(shù)據(jù)段，第4、5項用于當前進程的代碼段和數(shù)據(jù)段”這句話
    內(nèi)核進程RPL=0，用戶進程RPL=3
d. GDT內(nèi)容固定不變，其中根據(jù)第4、5個描述項內(nèi)容，可以計算基地址為0，段長度為4GB，從而Linux中虛擬地址到線性地址映射不變，糊弄i386 CPU，而之所以可以糊弄，是因為Linux保護機制是在頁式管理做的，不依賴i386本身的保護
    內(nèi)核進程DPL=0，用戶進程DPL=3
e. asm volatile("movl %0,%%cr3": :"r" (__pa(next->pgd)));進入內(nèi)核，切換到新進程
    這行代碼切換了CR3值，會不會造成前后的代碼不連續(xù)？個人理解，不知道對不對，希望大牛指導：這是不是因為在內(nèi)核里，地址不會經(jīng)過頁式映射，即不會受到CR3影響？因為可以反過來想CR3是干什么的，是切換用戶進程的，而不內(nèi)核只有一個，沒有“在不同內(nèi)核切換”的說法，頂多內(nèi)核態(tài)用戶態(tài)之間有切換�；蛘哒f，GDTR=CR3所指向的GDT，讓每個用戶進程的空間隔離了，才使得每個進程都有“3GB”自己獨立空間，如果在內(nèi)核態(tài)地址映射也這樣，內(nèi)核豈不也“虛擬”了，但實際上內(nèi)核空間是共享的。
f. 根據(jù)線性地址（與邏輯地址一樣），以及剛設(shè)置好CR3賦值到GDTR所指向的目錄表，結(jié)合線性地址映射物理地址過程，得到物理地址
*段描述項結(jié)構(gòu)
*分頁管理由硬件支持，并且得用高速緩存，所以很快
*modify_ldt()，vm86()，暫且不管
*經(jīng)過前面軟硬件對比，可以發(fā)現(xiàn)，Linux內(nèi)核要面對的是各種CPU，所以不能依賴某一種CPU的特性去完成某種機制，換句話說，如果遇到另外一種CPU沒有這種特性，那么這種機制也失效了，作為Linux，他是不會讓這種情況發(fā)生的，所以看到一些不和睦的地方：
Linux內(nèi)核不理i386 CPU意圖一：三層映射“欺騙”兩層映射
Linux內(nèi)核不理i386 CPU意圖二：糊弄i386的段頁映射，邏輯地址->線性地址不變
Linux內(nèi)核不理i386 CPU意圖三：ds、es、ss都賦值__KERNEL_DS或__USER_DS
Linux內(nèi)核不理i386 CPU意圖四：Intel希望每個用戶進程用自己的LDT，但Linux內(nèi)核建立的進程，TI＝0，即都用GDT。LDT只是在VM86模式中運行wine能及其它在Linux上模擬運行Windows軟件或DOS軟件的程序中才使用