《LINUX内核源代码情景分析》第2章笔记

fireaway7

第2章
2.2节需要理解的点：
*页式存储管理相对于段式存储管理的好处：大小固定，方便管理；换出到磁盘时，提高效率
*i386既有段式存管，又有页式存管，是因为他在支持页式的时候，段式已经存在相当长时间了，为了保留已有资源，Linux内核作为软件要面对他，也只能跟着多此一举，只能“服从”，实际上是“欺骗”
*通过“Hello world!\n”程序熟悉地址映射全过程
a. ld为elf格式可执行代码从0x8000000开始安排代码段，运行时用内核分配的物理页面决定到底在内存的什么地方
b. CPU根据指令性质判断相应地址对应的段寄存器，根据段寄存器值（“|-描述项下标-|-GDTR/LDTR-|-权限-|”）以及逻辑地址，得到段映射得到的虚拟地址
c. 内核建立新进程时，会将regs（进程的寄存器“现场”吧）的cs，ds、es、ss的值分别设置为__USER_CS（index=4,TI=0,RPL=3），__USER_DS（index=5,TI=0,RPL=3），这里验证了“第2、3个描述项用于内核代码段和数据段，第4、5项用于当前进程的代码段和数据段”这句话
    内核进程RPL=0，用户进程RPL=3
d. GDT内容固定不变，其中根据第4、5个描述项内容，可以计算基地址为0，段长度为4GB，从而Linux中虚拟地址到线性地址映射不变，糊弄i386 CPU，而之所以可以糊弄，是因为Linux保护机制是在页式管理做的，不依赖i386本身的保护
    内核进程DPL=0，用户进程DPL=3
e. asm volatile("movl %0,%%cr3": :"r" (__pa(next->pgd)));进入内核，切换到新进程
    这行代码切换了CR3值，会不会造成前后的代码不连续？个人理解，不知道对不对，希望大牛指导：这是不是因为在内核里，地址不会经过页式映射，即不会受到CR3影响？因为可以反过来想CR3是干什么的，是切换用户进程的，而不内核只有一个，没有“在不同内核切换”的说法，顶多内核态用户态之间有切换。或者说，GDTR=CR3所指向的GDT，让每个用户进程的空间隔离了，才使得每个进程都有“3GB”自己独立空间，如果在内核态地址映射也这样，内核岂不也“虚拟”了，但实际上内核空间是共享的。
f. 根据线性地址（与逻辑地址一样），以及刚设置好CR3赋值到GDTR所指向的目录表，结合线性地址映射物理地址过程，得到物理地址
*段描述项结构
*分页管理由硬件支持，并且得用高速缓存，所以很快
*modify_ldt()，vm86()，暂且不管
*经过前面软硬件对比，可以发现，Linux内核要面对的是各种CPU，所以不能依赖某一种CPU的特性去完成某种机制，换句话说，如果遇到另外一种CPU没有这种特性，那么这种机制也失效了，作为Linux，他是不会让这种情况发生的，所以看到一些不和睦的地方：
Linux内核不理i386 CPU意图一：三层映射“欺骗”两层映射
Linux内核不理i386 CPU意图二：糊弄i386的段页映射，逻辑地址->线性地址不变
Linux内核不理i386 CPU意图三：ds、es、ss都赋值__KERNEL_DS或__USER_DS
Linux内核不理i386 CPU意图四：Intel希望每个用户进程用自己的LDT，但Linux内核建立的进程，TI＝0，即都用GDT。LDT只是在VM86模式中运行wine能及其它在Linux上模拟运行Windows软件或DOS软件的程序中才使用