707-详解32位Linux系统内存地址映射

详解32位Linux系统内存地址映射

我们先看一段简单的C程序：


我们先来看一张图：

我们平时所说的x86 32位指的是：80386往后到现在的同一个体系的CPU处理芯片，但是x86这个芯片是从8086开始到现在的。
我们经常说CPU多少位，位数指的是CPU的计算能力，位数越高，计算能力越强，在CPU的ALU（算术逻辑单元）里面，主要做我们的数字的加法操作（包括减，乘除，都是转成加法来运算操作），CPU的位数指的是CPU的ALU一次性可以计算的最长的整数的位数，也就是ALU的宽度，ALU从寄存器取数据，寄存器从总线取数据。
我们看图中，8位的芯片的地址总线是16条，就是2的16次方，即64k，寻64k个地址，在当时，8080和8085这2种芯片还是非常可观，性价比很高的。
所以，位数表示的是ALU的宽度，一次性可以计算的最长的整数的位数
数字是从数据总线过来的，我们有3条总线：控制总线，地址总线，数据总线。
控制总线用来发0或者1，也就是读信号或者写信号。
地址总线用来在内存上定位地址。
数据总线用来从内存中获取或者写数据。

8080 16位的芯片的地址总线是20条 寻址范围是2^20，也就是1M
8080和8085的8位的芯片的寄存器就是1字节，地址总线是16条，而数据0X0012是16位的，2字节大小，是放不进一个寄存器的，得分开存储，数据位数和地址位数不对等，那是怎么存储的？
这2个芯片的汇编指令非常复杂，因为它集成了很多16位的汇编指令，为了解决CPU的数据的位数和地址的位数不对等的情况。

实地址模式

然后就到了x86体系的第一个芯片8086，数据的位数到16位了，和地址总线16一样了，但是发现到这个时候，地址总线不够用了，需要寻更大的地址，所以地址总线改到了20条，此时面临的问题和我们之前8位芯片面临的问题一样了，同样的，基于之前的解决方案，可以在8086中集成很多20位的汇编指令，但是不是一个好的设计，非常复杂，况且要开辟1个体系！
所以从x86的第一个芯片8086（16位）开始，我们在CPU里面增加了4个段寄存器（是16位的，存2个字节大小），叫CS（代码段寄存器）,DS（数据段寄存器）,SS（堆栈段寄存器），ES（扩展段寄存器）
我们还有一个IP寄存器，在16位的话，是2个字节大小，存储偏移量的。
此时有这样一个规定：此时划分的内存就是物理内存，它把内存划分成一段一段的，规定：这个内存段必须每个段的起始地址必须是16的倍数。范围是16-2^16，即16-64k之间，就是代码和数据，堆栈有多少。
我们把内存按照这样的规则划分以后，每一块内存都有范围和起始地址，此时把内存的起始地址写在相应的段寄存器中，比如说，这块内存存储的是指令，我们就把存储指令的这段内存的起始地址存储在CS中，如果这块内存存储的是数据，静态变量，全局变量，存储在DS中。如果这块内存是专门供函数运行使用的，被称为栈内存，有函数运行的局部变量和栈帧，这块内存的起始地址存储在SS。16位芯片的地址总线是20条，意味着从CPU发送的地址都是20位的地址，那寻址是寻20位地址，把这块内存的起始地址写到段寄存器中，段寄存器只有16位，20位的地址是不可能写到16位的段寄存器中的。
前面规定了，每一块内存的起始地址都是16的倍数，一个数字如果能够被16整数，那么这个数字的二进制的特征：一个数字左移4位，就是*=16，也就是说，一个数字能被16整数，它的二进制的低4位全部为0！物理内存永远都是从0地址开始的。那么一个20位的地址，低4位全部是0，只需要存储20位的高16位就可以了，就可以把内存块的起始地址的高16位存储到段寄存器中了！！！
所以说，段寄存器存储的不是我们真真正正的内存的起始地址，是我们内存起始地址的高16位。
寻址方式变成：首先，CPU指令中有指令译码器，像mov lea call能够区分访问指令还是指令的跳转，CPU本身根据指令译码器把指令翻译一下，就知道你想访问的是数据段，还是堆栈段，还是指令段。假设现在访问的是一个全局变量，在数据段，
CPU根据指令译码器，知道我们要访问的是数据，找存储数据的内存，它知道存储数据的内存的起始地址在DS中，而且它还知道，DS只是存储起始地址的高16位，所以，首先把DS中的内容左移4位，恢复成20位的地址，也就是存储数据的内存的起始地址了，然后再放到总线上，因为地址总线是20位的。现在知道是内存的起始地址，但是这个内存存储很多的全局变量，静态变量，怎么知道当前的数据在这块内存的哪里呢？这时候IP寄存器存储的是偏移量啊！根据偏移量找到这个最终的数据的地址！

数据的地址就是物理地址，所以我们访问的都是物理内存。
在8086这个芯片的时候，操作系统根本不存在，没有任何权限的控制（用户态，内核态），所以，此时，只要调用驱动接口，可以任意的去改变这些段寄存器的内容。因为访问的都是物理内存，可以通过特殊的手法把DS寄存器修改成指令段的内存的起始地址，找到指令段内存，写数据，这都是可以的，因为没有任何操作系统，内核进行权限的控制，所以可以用指针任意的偏移，修改哪里的数据内容都可以。

我们把这种地址访问模式称作：实地址模式，也称作实模式
实地址模式下，可以访问的物理内存最大可以访问：1M
32位的x86 CPU，一上电，强制进入实模式，虽然你装了4G的物理内存，但是操作系统没有起来的时候，CPU只能访问1M的内存，因为CPU是在实模式（数据总线16位，地址总线20位）

所以说，内核的iamge都加载从开始0x100000，到虚拟地址0xC0100000
因为0x100000之前，是实模式运行的。

前1M存储的是实模式用到的代码，显卡的缓存，驱动代码。

实模式下访问内存是极其不安全的，访问CPU的寄存器也没有任何有效的保护。我们访问内存，不仅仅要找到内存的起始地址，还要知道内存段的大小，因为我们寻址是：起始地址+IP寄存器的偏移量，得防止越界，防止加载到其他段了。如果IP寄存器的偏移量大于段的大小了，这个偏移量就是无效的，会产生错误。还要记录内存的访问权限，因为代码段只能读不能写。这些信息是必须要的，保护CPU和物理内存。很显然，这些信息不可能一股脑放在段寄存器中，因为段寄存器是16位的，都是x86体系的，只能新增，不能改变继承的东西的结构，所以，到了80386 32位的CPU，它的段寄存器还是16位的，2个字节，存个地址还要把低4位去掉，更别说存储那些安全信息了。
所以，为了存储这些安全信息，我们应该要另外的设计方案

所以，从80386开始，我们又增加了寄存器：
GDTR（全局的段描述符表，不是32位的，我们暂且看成是32位的，这个地址模式已经到80386的32位地址模式了 ），
LDTR（局部的段描述符表）

GDTR存储的是全局段描述符表的地址，这个段描述符表处在内存中，我们可以看作1个数组GDT。
数组中存放的是

我们要访问这个数组，缺个索引，缺个下标。
内存的起始内存在实模式下是在段寄存器下放着，现在放在GDT表中了，现在把段寄存器空下来了，下标放在段寄存器中。
现在的模式：
根据指令译码器，CPU知道要访问的是一个数据，还是指令，还是栈内容，比如说，访问数据，它就知道DS寄存器存储的是数据段内存的详细信息在GDT的哪个元素位（下标），然后去数组上对应的下标访问该数据段的详细信息。
段寄存器是整个体系，所以后面的继承了前面的段寄存器，位数是不能改变的，所以还是16位，低2位，总共可以表示4个值，但是现在操作系统只用了2个值，00和11，Windows和Linux都是这样。

从这个权限控制就可以直接控制用户态是不可能访问内核态的内存，在内核态可以访问用户态的内存。因为权限。
第3位，0表示使用GDTR，表示这个数据段的内存信息是在GDT表中存的，如果是1，表示使用LDTR，表示这个数据段的内存信息是在LDT表中存的。
高13位表示的序号，8192个数字，意味着GDT的个数是8192个

我们看Linux 2.4版本的内核代码

操作系统的入口是：
从汇编开始的

我们看末尾：

在全局的段描述符表项，有12个是被系统预留下来的，能够给用户用的是

GDT，LDT是怎么存储的？

每一个项的大小是8个字节


右下角是低位，左上角是高位。B开头的总共大小是32位（起始地址）
长度（L表示的）：20位
2^20表示1M的长度。
1M的长度是多长？
我们看紧挨的高8位的G这个位，G这个位非常重要
G这个位取2个值，0：表示这个段描述符表项描述的内存的长度单位是字节
1：表示表示这个段描述符表项描述的内存的长度单位是页面（4K）

图中的蓝圈就是权限控制了。

保护模式下内存分段的地址映射

新的内核都没有LDT（处在单个进程中的）
我们假设是用LDT
数据段右移3位，得到高13位，是序号！作为GDT的序号，找到段描述符的表项

检查内核有没有开启内存分页机制：检查CRO寄存器的PG位，为1就开启了


不管是几级映射，映射的原理是一样的

CPU在内总线发出的地址，就是程序上的地址，经过地址映射，把映射后的地址（物理地址）放在外总线上，外总线直接连的是物理内存。

内存分段技术在88年就出来了，内存分页技术在93年创建的，出现的晚一些。
当然是内存分页技术的效率高，粒度小，x86为什么不舍弃内存分段，直接全部采用内存分页呢？因为它要维护同一个体系，内存分段的技术不能扔，因为在前面的程序还是得适用在后面的版本上运行。

映射关系

如果CR0的PG是1，开启内存分页，我们把32位地址分成3份
10位 10位 12位

页目录的下标：可以表示2^10=1024个下标
数组的每个元素存储的是指针，4字节大小。
1024项，每一项是4字节大小。
PG占4K，刚好是一个页面
指针存储的页表的地址，因为也是10位，所以也是1024项，页表的项存储的是一个指针，也是4字节，所以一个页表也是4K。页表存储的是真真正正的物理内存的起始地址。
从PT的项中得到物理页面的起始地址，然后根据后12位计算出物理页面上的偏移量，就得到物理地址了。

所以，我们程序中操作的地址都是虚拟地址空间上的地址，虚拟地址必须得经过页表映射才能得到真真正正的物理地址。
可执行程序在磁盘上存储的，

都是按页面进行映射和管理的。

从哪里可以找到当前进程的PG页目录的地址：CR3寄存器：存放当前进程页目录的起始地址。
每一个进程都有自己的指令和数据，所以是有自己的页目录和页表。
在虚拟地址空间上地址连续，经过映射后，物理地址不一定是连续的。
PG PT是每个进程都有自己的一份。
Linux在调度任务的时候，你运行一会，我运行一会，每个CPU执行多个任务，以时间片为单位，给进程分配资源，
进程调度的函数：
切换进程的函数：
每个进程有自己独立的地址空间，所以要切换地址空间

我们看：

最后一行把pgd存储到CR3寄存器中，为什么？因为CPU在执行某个进程的时候，在进行地址映射的时候，默认认为CR3存储的就是当前进程的页目录的起始地址，所以在进程切换的时候，要把下一个进程的页目录的地址放到CR3寄存器中。

通过虚拟地址最高的10位，作为页目录的下标，可以找到页表的地址。页目录和页表和物理页面都是4K大小，都是在物理内存上存，物理内存是从0开始，也就是说，页目录和页表的地址都是4k的整数倍。一个数字如果是4k的整数倍的话，它的二进制特点是：低12位是0。物理内存是按页面管理的，物理内存是从0开始，每个页面都是4k的整数倍，低12位都是0。PT的低12位是0，我们根本不用去存储。所以**，在页目录PG中，我们只需要用高20位存储PT的地址。**
页目录的低12位用来存储权限！！！（页表有没有分配，能不能访问）
同样，一个物理页面，起始地址也是4k的整数倍，它的低12位也是0，所以在页表项，用高20位存储物理地址就可以，剩下12位用来存储权限（物理页面能不能访问，能不能读写，是不是脏页），最低的这位是

我们的进程非常多，每一个进程的运行都要分配物理页面，内存肯定不够，那么我们进程在运行的时候，内核会把当前进程运行的页面放在物理内存当中，根据LRU算法，会把时间长没有被使用的页面从物理内存中换到swap交换分区中。提高系统的性能。

前4个物理页面的起始地址：

1个16进制位表示4个二进制位
低12位 000都是0，不用存储

像数组的下标，其实，物理页面在页表存储的就是下标存储的，因为低12位都是0

物理页面在内核中的表示：


一个结构体表示一个物理页面了

定义一个全局的指针。
内核初始化，先检测物理内存有多大，比如我装的是4G的物理内存，它根据总大小，划分很多页面，比如说20000个页面，用这个指针动态开辟一个数组，数组的每一个项的类型都是上面的结构体类型。
物理页面在内核中是如何管理的？
动态开辟的数组管理的。数组的大小是在内核启动 初始化的时候实时检测 物理内存的大小，按4k一个页面大小分配的，划分多少个就给数组开辟多少项。数组每一项存储物理页面的各种信息。
物理页面的下标存储在PT中，PT存储就是0, 1，2 , 3 ，4，，，，（省略3个0嘛）。在mem_map中找，就可以找到相应的物理页面的信息了，这就是我们把物理页面也叫做框号的原因，因为它们在PT存储的就是数组的下标

当前进程有1024个PG项，1个PG项指向1024个PT，1个PT表示4K的物理内存，所以整个二级页表映射，可以映射4G的物理内存，把我们32位linux下的一个进程的虚拟空间（4G）全部映射完！！！

LDT的特点

LDTR存储的是不是LDT的地址，整个寻找的入口是GDT的入口，LDTR和段寄存器是一样的，本身保存的是序号，算出来的序号是GDT的数组下标

然后GDT中下标对应的内存指的是LDT的内存信息

映射过程表

地址映射是软硬件结合，
软件指的是内核，页目录的值，页表项的值，CR3的值，GDT和 LDT，都是存储在内存上的，是由内核提供的原材料。MMU进行计算。
硬件指的是MMU，刚才所述的把地址划分成3部分，高位10位作为页目录的下标，页目录的高20位找到页表的地址，页表的高20位找到物理地址，这一切计算的操作都是MMU负责的

逻辑地址到线性地址的映射

线性地址到物理地址的映射

这些工作是由虚拟内存管理方案做的

能不能在用户空间定义一个指针指向内核空间的内存？

不可以，因为权限不够

能不能在内核空间定义一个指针指向用户空间的内存？

可以，权限够。内核空间运行的是内核的代码，交换的是用户空间的页面，CR3保存的页目录的地址是内核线程执行的页目录的起始地址，找不到用户空间页面对应的信息。当你想访问一个页面，不用担心这个页面不在物理页面，如果这个页面在交换分区中，会触发MMU的缺页异常，交给内核，触发内核的页面交换机制，会牺牲一个脏页，从交换分区交换而来，调到物理内存中，不会存在内核指针指向用户空间，页面在不在用户空间。
用户空间和内核空间的页面映射机制是不一样的。我们前面说的是用户空间的地址映射。内核空间的地址映射很简单。用户空间和内核空间的分界线是在3GB处，

内核空间的地址映射就是简单的线性映射，
给一个物理地址：0x2000
对应的内核的虚拟地址：


内核是从1M开始放的。
内核的物理地址-虚拟地址：

实验

黑屏是操作系统的界面，灰色屏幕是调试的界面


这个程序是死循环，不会结束

我们通过操作系统去控制它的执行
局部变量在栈内存

我们要找的是ss


低2位表示权限
低第3位的1表示使用LDT
前面13位表示序号：2
我们要修改data的值，访问LDT[2]

LDT在哪里？


找GDT[13]
一个GDT表项占8个字节
一个w查看4个字节

内存分页：



物理地址



写上4字节的0了