Linux中的段

摘抄：陈莉君《深入分析Linux内核源代码》

2.3.7 Linux中的段

图2.9 逻辑—线性地址转换

图2.10 段描述符的一般格式

Intel微处理器的段机制是从8086开始提出的，那时引入的段机制解决了从CPU内部16位地址到20位实地址的转换。为了保持这种兼容性，386仍然使用段机制，但比以前复杂得多。因此，Linux内核的设计并没有全部采用Intel所提供的段方案，仅仅有限度地使用了一下分段机制。这不仅简化了Linux内核的设计，而且为把Linux移植到其他平台创造了条件，因为很多RISC处理器并不支持段机制。但是，对段机制相关知识的了解是进入Linux内核的必经之路。从2.2版开始，Linux让所有的进程（或叫任务）都使用相同的逻辑地址空间，因此就没有必要使用局部描述符表LDT。但内核中也用到LDT，那只是在VM86模式中运行Wine，因为就是说在Linux上模拟运行Winodws软件或DOS软件的程序时才使用。 Linux在启动的过程中设置了段寄存器的值和全局描述符表GDT的内容，段的定义在include/asm-i386/segment.h中： #define __KERNEL_CS 0x10 /* 内核代码段, index=2,TI=0,RPL=0 */ #define __KERNEL_DS 0x18 /* 内核数据段, index=3,TI=0,RPL=0 */ #define __USER_CS 0x23 /* 用户代码段, index=4,TI=0,RPL=3 */ #define __USER_DS 0x2B /* 用户数据段, index=5,TI=0,RPL=3 */ 从定义看出，没有定义堆栈段，实际上，Linux内核不区分数据段和堆栈段，这也体现了Linux内核尽量减少段的使用。因为没有使用LDT，因此，TI=0,并把这4个段都放在GDT中, index就是某个段在GDT表中的下标。内核代码段和数据段具有最高特权，因此其RPL为0，而用户代码段和数据段具有最低特权，因此其RPL为3。可以看出，Linux内核再次简化了特权级的使用，使用了两个特权级而不是4个。全局描述符表的定义在arch/i386/kernel/head.S中： ENTRY(gdt_table) .quad 0x0000000000000000 /* NULL descriptor */ .quad 0x0000000000000000 /* not used */ .quad 0x00cf9a000000ffff /* 0x10 kernel 4GB code at 0x00000000 */ .quad 0x00cf92000000ffff /* 0x18 kernel 4GB data at 0x00000000 */ .quad 0x00cffa000000ffff /* 0x23 user 4GB code at 0x00000000 */ .quad 0x00cff2000000ffff /* 0x2b user 4GB data at 0x00000000 */ .quad 0x0000000000000000 /* not used */ .quad 0x0000000000000000 /* not used */ /* * The APM segments have byte granularity and their bases * and limits are set at run time. */ .quad 0x0040920000000000 /* 0x40 APM set up for bad BIOS's */ .quad 0x00409a0000000000 /* 0x48 APM CS code */ .quad 0x00009a0000000000 /* 0x50 APM CS 16 code (16 bit) */ .quad 0x0040920000000000 /* 0x58 APM DS data */ .fill NR_CPUS*4,8,0 /* space for TSS's and LDT's */ 从代码可以看出，GDT放在数组变量gdt_table中。按Intel规定，GDT中的第一项为空，这是为了防止加电后段寄存器未经初始化就进入保护模式而使用GDT的。第二项也没用。从下标2到5共4项对应于前面的4种段描述符值。对照图2.10，从描述符的数值可以得出： ·段的基地址全部为0x00000000 ·段的上限全部为0xffff ·段的粒度G为1，即段长单位为4KB ·段的D位为1，即对这四个段的访问都为32位指令 ·段的P位为1，即四个段都在内存。由此可以得出，每个段的逻辑地址空间范围为0～4GB。读者可能对此不太理解，但只要对照图2.9就可以发现，这种设置既简单又巧妙。因为每个段的基地址为0，因此，逻辑地址到线性地址映射保持不变，也就是说，偏移量就是线性地址，我们以后所提到的逻辑地址（或虚拟地址）和线性地址指的也就是同一地址。看来，Linux巧妙地把段机制给绕过去了，而完全利用了分页机制。从逻辑上说，Linux巧妙地绕过了逻辑地址到线性地址的映射，但实质上还得应付Intel所提供的段机制。只不过，Linux把段机制变得相当简单，它只把段分为两种：用户态（RPL＝3）的段和内核态（RPL=0）的段，因此，描述符投影寄存器的内容很少发生变化，只在进程从用户态切换到内核态或者反之时才发生变化。另外，用户段和内核段的区别也仅仅在其RPL不同，因此内核根本无需访问描述符投影寄存器，当然也无需访问GDT，而仅从段寄存器的最低两位就可以获取RPL的信息。Linux这样设计所带来的好处是显而易见的，Intel的分段部件对Linux性能造成的影响可以忽略不计。在上面描述的GDT表中，紧接着那四个段描述的两个描述符被保留，然后是四个高级电源管理（APM）特征描述符，对此不进行详细讨论。按Intel的规定，每个进程有一个任务状态段（TSS）和局部描述符表LDT，但Linux也没有完全遵循Intel的设计思路。如前所述，Linux的进程没有使用LDT，而对TSS的使用也非常有限，每个CPU仅使用一个TSS。通过上面的介绍可以看出，Intel的设计可谓周全细致，但Linux的设计者并没有完全陷入这种沼泽，而是选择了简洁而有效的途径，以完成所需功能并达到较好的性能为目

学而不思则罔

2.3.7节从分段的角度讨论了处理器与内核之间的配合。下面从更高的角度谈一下处理器与内核的配合实现多任务。计算机系统从最初发展到现在，硬件、软件都在发展着，而且二者的发展有些地方是目的相同的。例如多任务这个方向，内存管理是实现多任务的必要条件，硬件在这方面的发展是MMU去支持内存管理，而软件的发展就是内核去配合MMU，从而才能实现内存管理的虚拟空间、分页。

但是有些时候，内核并不用完全配合处理器的机制也能很好的实现多任务，例如内核并没有完全配合i386的分段机制。

一下从三个方面讨论处理器(i386/32位)与内核的配合： 1. 内存管理 2. 中断支持 3. 任务切换

这三个方面是要实现多任务的必要条件，另外可以从这三个方面很好的去理解i386的寄存器。

下面列举一下i386/32位处理器的寄存器：

图1 普通编程寄存器

图2 内存管理寄存器

图3 控制寄存器

说明：64位处理器的控制寄存器还有CR8这里并没有列出来，另外CR4在开启PAE模式用到，所以这里只讨论控制寄存器的CR0~CR3。

1.内存管理

这里主要涉及寄存器GDTR、LDTR、CR0~CR3，其实也就是i386的分段机制与分页机制。由于在很多RISC架构的处理器仅支持分页不支持分段，内核为了移植的方便，所以内核并没有完全配合分段机制。怎么能够躲过内存的分段机制呢，内核把所有段基地址都设置为0，这样逻辑地址和线性地址是一样的(这也是不区分逻辑地址与线性地址的原因)，具体可以参考上文。下面说一下处理器如何有逻辑地址得到线性地址，当前的指令地址是通过CS/IP组合实现的，而CS是段选择寄存器，IP是偏移寄存器。段选择寄存器用于查找段描述符，段描述符中存放着段基地址，从而段基地址加上偏移量实现逻辑地址到线性地址的转换。那么怎么通过段选择符查找段描述符呢？其实所有的段描述符都放在内存之中的一个表中(虽然段选择符的影子寄存器中存在段选择符)，这样就存在一个问题，这个表的物理地址是什么呢？GDTR就是用来描述这个表的物理地址等属性。那么LDTR的作用是什么呢？由于Intel在设计处理器的时候考虑到每个任务都用于存放自己私有段的表，同样这个表也放在内存中，LDTR就用于描述这个表的属性，但是大多数用户态的进程并不使用私有描述，所以这里不多介绍。上面只是分段机制的实现，那么分页机制的实现就要通过CR0~CR3实现，不用多说，需要注意的是处理器的分页机制是通过两级实现。最后需要注意的两点： 1.系统调用时通过异常机制实现的，处理器硬件会自动实现CS/IP的切换(也就是处理器自动实现__USER_CS、__USER_DS与__KERNEL_CS、__USER_DS的切换)。内核要做的就是去把设计好的_USER_CS、__USER_DS、__KERNEL_CS、__USER_DS添加到全局描述表中。 2.由于内核绕开了分段机制仅通过分页机制实现虚拟内存，所以在实现进程切换时，要进行页表的切换，也就是CR0~CR3的切换。

2.中断支持

不用多说，主要是IDTR实现，内核配合(把设计好的门描述符添加到中断描述附表中)。需要注意的是：所有的中断发生时，通过IDTR获得中断门段描述符中的代码段选择符都是__KERNEL_CS，不同的是IP不一样。而系统调用的异常门描述符中的代码段选择符也是__KERNEL_CS，而IP指向system_call，system_call通过不同的参数实现不同的系统调用。

3.任务切换

主要是TR实现

早期的Linux版本利用80x86体系结构所提供的硬件支持，并通过far jmp指令跳到next进程TSS描述符的选择符来执行进程切换(TSS描述符存在全局描述符表中，TR寄存器存放的是TSS描述符的选择符)。但是2.6之后的版本进程切换并没有使用硬件支持，而是内核自己实现了进程的切换。
具体参考：Process-Context-Switch-in-Linux-Kernel

小结

上面三个方面讨论了处理器与内核的配合，既可以促进对内核的理解，也促进了对处理器寄存器的理解。所以在分析新处理器上的内核代码时，也可以从上面三个方面分析。例如arm处理器，由于arm处理器架构比较灵活，一般说arm寄存器并没有内存管理相关的寄存器，只说7种模式下的16个寄存器，其实arm的内存管理需要协处理器CP15去支持。另外arm处理器的内存管理也没有段机制，直接就是页机制。