Author: wzt
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Date: 2008-6-13

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一. 緒 論
二. X86的硬件尋址方法
三. 內(nèi)核對頁表的設(shè)置
四. 實例分析映射機制


一. 緒 論
我們經(jīng)常在程序的反匯編代碼中看到一些類似0x32118965這樣的地址，操作系統(tǒng)中稱為
線性地址，或虛擬地址。虛擬地址有什么用？虛擬地址

又是如何轉(zhuǎn)換為物理內(nèi)存地址的呢？本章將對此作一個簡要闡述。
1.1 Linux內(nèi)存尋址概述
現(xiàn)代意義上的操作系統(tǒng)都處于32位保護模式下。每個進程一般都能尋址4G的物理空間。
但是我們的物理內(nèi)存一般都是幾百M，進程怎么能獲得4G

的物理空間呢？這就是使用了虛擬地址的好處，通常我們使用一種叫做虛擬內(nèi)存的技術(shù)
來實現(xiàn)，因為可以使用硬盤中的一部分來當作內(nèi)存使用

。例外一點現(xiàn)在操作系統(tǒng)都劃分為系統(tǒng)空間和用戶空間，使用虛擬地址可以很好的保護
內(nèi)核空間被用戶空間破壞。
對于虛擬地址如何轉(zhuǎn)為物理地址,這個轉(zhuǎn)換過程有操作系統(tǒng)和CPU共同完成. 操作系統(tǒng)為
CPU設(shè)置好頁表。CPU通過MMU單元進行地址轉(zhuǎn)換。
1.2 瀏覽內(nèi)核代碼的工具
現(xiàn)在的內(nèi)核都很大， 因此我們需要某種工具來閱讀龐大的源代碼體系，現(xiàn)在的內(nèi)核開
發(fā)工具都選用vim+ctag+cscope瀏覽內(nèi)核代碼，網(wǎng)上已有

現(xiàn)成的makefile文件用來生成ctags/cscope/etags。
一、用法：
????找一個空目錄，把附件Makefile拷貝進去。然后在該目錄中選擇性地運行如下make
命令：
$ make
將處理/usr/src/linux下的源文件，在當前目錄生成ctags, cscope
???注：SRCDIR用來指定內(nèi)核源代碼目錄，如果沒有指定，則缺省為/usr/src/linux/
1) 只創(chuàng)建ctags
$ make SRCDIR=/usr/src/linux-2.6.12/ tags
2) 只創(chuàng)建cscope
$ make SRCDIR=/usr/src/linux-2.6.12/ cscope
3) 創(chuàng)建ctags和cscope
$ make SRCDIR=/usr/src/linux-2.6.12/
4) 只創(chuàng)建etags
$ make SRCDIR=/usr/src/linux-2.6.12/ TAGS

二、處理時包括的內(nèi)核源文件：
1) 不包括drivers，sound目錄
2) 不包括無關(guān)的體系結(jié)構(gòu)目錄
3) fs目錄只包括頂層目錄和ext2，proc目錄

三、最簡單的ctags命令
1) 進入
進入vim后，用
:tag func_name
跳到函數(shù)func_name
2) 看函數(shù)（identifier）
想進入光標所在的函數(shù)，用
CTRL + ]
3) 回退
回退用 CTRL + T

1.3 內(nèi)核版本的選取
本次論文分析， 我選取的是linux-2.6.10版本的內(nèi)核。最新的內(nèi)核代碼為2.6.25。但
是現(xiàn)在主流的服務(wù)器都使用的是RedHat AS4的機器，它使

用2.6.9的內(nèi)核。我選取2.6.10是因為它很接近2.6.9，現(xiàn)在紅帽企業(yè)Linux 4以Linux2.
6.9內(nèi)核為基礎(chǔ)，是最穩(wěn)定、最強大的商業(yè)產(chǎn)品。在2004

年期間，Fedora等開源項目為Linux 2.6內(nèi)核技術(shù)的更加成熟提供了一個環(huán)境，這使得
紅帽企業(yè) Linux v.4內(nèi)核可以提供比以前版本更多更好的

功能和算法，具體包括:
* 通用的邏輯CPU調(diào)度程序：處理多內(nèi)核和超線程CPU。
* 基于對象的逆向映射虛擬內(nèi)存：提高了內(nèi)存受限系統(tǒng)的性能。
* 讀復(fù)制更新：針對操作系統(tǒng)數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)的SMP算法優(yōu)化。
* 多I/O調(diào)度程序：可根據(jù)應(yīng)用環(huán)境進行選擇。
* 增強的SMP和NUMA支持：提高了大型服務(wù)器的性能和可擴展性。
* 網(wǎng)絡(luò)中斷緩和（NAPI）：提高了大流量網(wǎng)絡(luò)的性能。
Linux 2.6 內(nèi)核使用了許多技術(shù)來改進對大量內(nèi)存的使用，使得 Linux 比以往任何時
候都更適用于企業(yè)。包括反向映射（reverse mapping）

、使用更大的內(nèi)存頁、頁表條目存儲在高端內(nèi)存中，以及更穩(wěn)定的管理器。因此，我選
取linux-2.6.10內(nèi)核版本作為分析對象。

?

二. X86的硬件尋址方法
請參考Intel x86手冊^_^

?

三. 內(nèi)核對頁表的設(shè)置
CPU做出映射的前提是操作系統(tǒng)要為其準備好內(nèi)核頁表，而對于頁表的設(shè)置，內(nèi)核在系
統(tǒng)啟動的初期和系統(tǒng)初始化完成后都分別進行了設(shè)置。
3.1 與內(nèi)存映射相關(guān)的幾個宏
這幾個宏把無符號整數(shù)轉(zhuǎn)換成對應(yīng)的類型
????#define __pte(x) ((pte_t) { (x) } )
????#define __pmd(x) ((pmd_t) { (x) } )
????#define __pgd(x) ((pgd_t) { (x) } )
????#define __pgprot(x) ((pgprot_t) { (x) } )

????根據(jù)x把它轉(zhuǎn)換成對應(yīng)的無符號整數(shù)
????#define pte_val(x) ((x).pte_low)
????#define pmd_val(x) ((x).pmd)
????#define pgd_val(x) ((x).pgd)
????#define pgprot_val(x) ((x).pgprot)

????把內(nèi)核空間的線性地址轉(zhuǎn)換為物理地址
????#define __pa(x) ((unsigned long)(x)-PAGE_OFFSET)

????把物理地址轉(zhuǎn)化為線性地址
????#define __va(x) ((void *)((unsigned long)(x)+PAGE_OFFSET))
???
????x是頁表項值， 通過pte_pfn得到其對應(yīng)的物理頁框號， 最后通過pfn_to_page得
到對應(yīng)的物理頁描述符
????#define pte_page(x) pfn_to_page(pte_pfn(x))

????如果對應(yīng)的表項值為0， 返回1
????#define pte_none(x) (!(x).pte_low)

????x是頁表項值， 右移12位后得到其對應(yīng)的物理頁框號
????#define pte_pfn(x) ((unsigned long)(((x).pte_low >>
PAGE_SHIFT)))
根據(jù)頁框號和頁表項的屬性值合并成一個頁表項值
????#define pfn_pte(pfn, prot) __pte(((pfn) << PAGE_SHIFT) |
pgprot_val(prot))

????根據(jù)頁框號和頁表項的屬性值合并成一個中間表項值
????#define pfn_pmd(pfn, prot) __pmd(((pfn) << PAGE_SHIFT) |
pgprot_val(prot))

????向一個表項中寫入指定的值
????#define set_pte(pteptr, pteval) (*(pteptr) = pteval)
????#define set_pte_atomic(pteptr, pteval) set_pte(pteptr,pteval)
????#define set_pmd(pmdptr, pmdval) (*(pmdptr) = pmdval)
????#define set_pgd(pgdptr, pgdval) (*(pgdptr) = pgdval)

????根據(jù)線性地址得到高10位值， 也就是在目錄表中的索引
????#define pgd_index(address) (((address)>>PGDIR_SHIFT) & (PTRS_PER_PGD-1))

????根據(jù)頁描述符和屬性得到一個頁表項值
????#define mk_pte(page, pgprot) pfn_pte(page_to_pfn(page), (pgprot))
3.2內(nèi)核頁表的初始化
內(nèi)核在進入保護模式前， 還沒有啟用分頁功能， 在這之前內(nèi)核要先建立一個臨時內(nèi)核
頁表，因為在進入保護模式后， 內(nèi)核繼續(xù)初始化直到建

立完整的內(nèi)存映射機制之前， 仍然需要用到頁表來映射相應(yīng)的內(nèi)存地址。 臨時頁表的
初始化是在arch/i386/kernel/head.S中進行的：
swapper_pg_dir是臨時頁全局目錄表， 它是在內(nèi)核編譯過程中靜態(tài)初始化的.
pg0是第一個頁表開始的地方， 它也是內(nèi)核編譯過程中靜態(tài)初始化的.
內(nèi)核通過以下代碼建立臨時頁表：
ENTRY(startup_32)
????…………
/* 得到開始目錄項的索引，從這可以看出內(nèi)核是在swapper_pg_dir的768個表項開始進
行建立的， 其對應(yīng)的線性地址就是0xc0000000以上的地

址， 也就是內(nèi)核在初始化它自己的頁表 */
????????page_pde_offset = (__PAGE_OFFSET >> 20);
/* pg0地址在內(nèi)核編譯的時候， 已經(jīng)是加上0xc0000000了， 減去0xc00000000得到對
應(yīng)的物理地址 */
????????movl $(pg0 - __PAGE_OFFSET), %edi
/* 將目錄表的地址傳給edx， 表明內(nèi)核也要從0x00000000開始建立頁表， 這樣可以保
證從以物理地址取指令到以線性地址在系統(tǒng)空間取指令

的平穩(wěn)過渡， 下面會詳細解釋 */
????????movl $(swapper_pg_dir - __PAGE_OFFSET), %edx
????????movl $0x007, %eax
????????leal 0x007(%edi),%ecx
????????Movl %ecx,(%edx)
????????movl %ecx,page_pde_offset(%edx)
????????addl $4,%edx
????????movl $1024, %ecx
11:
????????stosl addl $0x1000,%eax
????????loop 11b
????????/* 內(nèi)核到底要建立多少頁表， 也就是要映射多少內(nèi)存空間， 取決于這個判
斷條件。在內(nèi)核初始化程中內(nèi)核只要保證能映射到包括內(nèi)

核的代碼段，數(shù)據(jù)段， 初始頁表和用于存放動態(tài)數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)的128k大小的空間就行 */
????????leal (INIT_MAP_BEYOND_END+0x007)(%edi),%ebp
????????cmpl %ebp,%eax
????????jb 10b
????????movl %edi,(init_pg_tables_end - __PAGE_OFFSET)

在上述代碼中， 內(nèi)核為什么要把用戶空間和內(nèi)核空間的前幾個目錄項映射到相同的頁
表中去呢，雖然在head.S中內(nèi)核已經(jīng)進入保護模式，但是

內(nèi)核現(xiàn)在是處于保護模式的段式尋址方式下，因為內(nèi)核還沒有啟用分頁映射機制，現(xiàn)在
都是以物理地址來取指令， 如果代碼中遇到了符號地址

，只能減去0xc0000000才行， 當開啟了映射機制后就不用了現(xiàn)在cpu中的取指令指針
eip仍指向低區(qū)，如果只建立內(nèi)核空間中的映射， 那么當

內(nèi)核開啟映射機制后， 低區(qū)中的地址就沒辦法尋址了，應(yīng)為沒有對應(yīng)的頁表， 除非遇
到某個符號地址作為絕對轉(zhuǎn)移或調(diào)用子程序為止。因此

要盡快開啟CPU的頁式映射機制.
movl $swapper_pg_dir-__PAGE_OFFSET,%eax
????????movl %eax,%cr3 /* cr3控制寄存器保存的是目錄表地址 */
????????movl %cr0,%eax /* 向cr0的最高位置1來開啟映射機制 */
????????orl $0x80000000,%eax
????????movl %eax,%cr0
????????ljmp $__BOOT_CS,$1f /* Clear prefetch and normalize %eip */
1:
????????lss stack_start,%esp
通過ljmp $__BOOT_CS,$1f這條指令使CPU進入了系統(tǒng)空間繼續(xù)執(zhí)行 因為__BOOT_CS是個
符號地址，地址在0xc0000000以上。
在head.S完成了內(nèi)核臨時頁表的建立后，它繼續(xù)進行初始化，包括初始化INIT_TASK，
也就是系統(tǒng)開啟后的第一個進程;建立完整的中斷處理程

序，然后重新加載GDT描述符，最后跳轉(zhuǎn)到init/main.c中的start_kernel函數(shù)繼續(xù)初始
化.
3.3內(nèi)核頁表的完整建立
內(nèi)核在start_kernel()中繼續(xù)做第二階段的初始化，因為在這個階段中， 內(nèi)核已經(jīng)處
于保護模式下，前面只是簡單的設(shè)置了內(nèi)核頁表， 內(nèi)核

必須首先要建立一個完整的頁表才能繼續(xù)運行，因為內(nèi)存尋址是內(nèi)核繼續(xù)運行的前提。
pagetable_init()的代碼在mm/init.c中：
[start_kernel()>setup_arch()>paging_init()>pagetable_init()]
為了簡單起見， 我忽略了對PAE選項的支持。
static void __init pagetable_init (void)
{
???????……
????????pgd_t *pgd_base = swapper_pg_dir;
????????……
????????kernel_physical_mapping_init(pgd_base);
????????……
}
在這個函數(shù)中pgd_base變量指向了swapper_pg_dir， 這正是內(nèi)核目錄表的開始地址，
pagetable_init()函數(shù)在通過

kernel_physical_mapping_init()函數(shù)完成內(nèi)核頁表的完整建立。
kernel_physical_mapping_init函數(shù)同樣在mm/init.c中， 我略去了與PAE模式相關(guān)的
代碼：
static void __init kernel_physical_mapping_init(pgd_t *pgd_base)
{
????????unsigned long pfn;
????????pgd_t *pgd;
????????pmd_t *pmd;
????????pte_t *pte;
????????int pgd_idx, pmd_idx, pte_ofs;
????????pgd_idx = pgd_index(PAGE_OFFSET);
????????pgd = pgd_base + pgd_idx;
????????pfn = 0;
????????for (; pgd_idx < PTRS_PER_PGD; pgd++, pgd_idx++) {
????????????????pmd = one_md_table_init(pgd);
????????????????if (pfn >= max_low_pfn)
????????????????????????continue;
????????????????for (pmd_idx = 0; pmd_idx < PTRS_PER_PMD && pfn <
max_low_pfn; pmd++, pmd_idx++) {
????????????????unsigned int address = pfn * PAGE_SIZE + PAGE_OFFSET;
????????????????……
????????????????pte = one_page_table_init(pmd);
????????????????for (pte_ofs = 0; pte_ofs < PTRS_PER_PTE && pfn <
max_low_pfn; pte++, pfn++, pte_ofs++) {
??????????????????????if (is_kernel_text(address))
???????????????????????????set_pte(pte, pfn_pte(pfn, PAGE_KERNEL_EXEC));
??????????????????????else
???????????????????????????set_pte(pte, pfn_pte(pfn, PAGE_KERNEL));
???????????????……
?????????}
}

通過作者的注釋， 可以了解到這個函數(shù)的作用是把整個物理內(nèi)存地址都映射到從內(nèi)核
空間的開始地址，即從0xc0000000的整個內(nèi)核空間中，

直到物理內(nèi)存映射完畢為止。這個函數(shù)比較長， 而且用到很多關(guān)于內(nèi)存管理方面的宏
定義，理解了這個函數(shù)， 就能大概理解內(nèi)核是如何建立

頁表的，將這個抽象的模型完全的理解。 下面將詳細分析這個函數(shù):
函數(shù)開始定義了4個變量pgd_t *pgd， pmd_t *pmd， pte_t *pte， pfn;
pgd指向一個目錄項開始的地址，pmd指向一個中間目錄開始的地址，pte指向一個頁表
開始的地址pfn是頁框號被初始為0. pgd_idx根據(jù)

pgd_index宏計算結(jié)果為768，也是內(nèi)核要從目錄表中第768個表項開始進行設(shè)置。 從
768到1024這個256個表項被linux內(nèi)核設(shè)置成內(nèi)核目錄項，

低768個目錄項被用戶空間使用. pgd = pgd_base + pgd_idx; pgd便指向了第768個表
項。

然后函數(shù)開始一個循環(huán)即開始填充從768到1024這256個目錄項的內(nèi)容。
one_md_table_init()函數(shù)根據(jù)pgd找到指向的pmd表。

它同樣在mm/init.c中定義:
static pmd_t * __init one_md_table_init(pgd_t *pgd)
{
????????pmd_t *pmd_table;

#ifdef CONFIG_X86_PAE
????????pmd_table = (pmd_t *) alloc_bootmem_low_pages(PAGE_SIZE);
????????set_pgd(pgd, __pgd(__pa(pmd_table) | _PAGE_PRESENT));
????????if (pmd_table != pmd_offset(pgd, 0))
????????????????BUG();
#else
????????pmd_table = pmd_offset(pgd, 0);
#endif
????????return pmd_table;
}
可以看出， 如果內(nèi)核不啟用PAE選項， 函數(shù)將通過 pmd_offset返回pgd的地址。因為
linux的二級映射模型，本來就是忽略pmd中間目錄表的。
接著又個判斷語句：
>> if (pfn >= max_low_pfn)
>> continue;
這個很關(guān)鍵， max_low_pfn代表著整個物理內(nèi)存一共有多少頁框。 當pfn大于
max_low_pfn的時候，表明內(nèi)核已經(jīng)把整個物理內(nèi)存都映射到了系

統(tǒng)空間中， 所以剩下有沒被填充的表項就直接忽略了。因為內(nèi)核已經(jīng)可以映射整個物
理空間了， 沒必要繼續(xù)填充剩下的表項。
緊接著的第2個for循環(huán)，在linux的3級映射模型中，是要設(shè)置pmd表的， 但在2級映射
中忽略， 只循環(huán)一次，直接進行頁表pte的設(shè)置。
>> address = pfn * PAGE_SIZE + PAGE_OFFSET;
address是個線性地址， 根據(jù)上面的語句可以看出address是從0xc000000開始的，也就
是從內(nèi)核空間開始，后面在設(shè)置頁表項屬性的時候會用

到它.
>> pte = one_page_table_init(pmd);
根據(jù)pmd分配一個頁表, 代碼同樣在mm/init.c中:
static pte_t * __init one_page_table_init(pmd_t *pmd)
{
????????if (pmd_none(*pmd)) {
????????pte_t *page_table = (pte_t *) alloc_bootmem_low_pages(PAGE_SIZE);
????????set_pmd(pmd, __pmd(__pa(page_table) | _PAGE_TABLE));
????????if (page_table != pte_offset_kernel(pmd, 0))
???????????????BUG();
????????return page_table;
????????}
????????return pte_offset_kernel(pmd, 0);
}
pmd_none宏判斷pmd表是否為空, 如果為空則要利用alloc_bootmem_low_pages分配一個
4k大小的物理頁面。 然后通過set_pmd(pmd, __pmd

(__pa(page_table) | _PAGE_TABLE));來設(shè)置pmd表項。page_table顯然屬于線性地
址，先通過__pa宏轉(zhuǎn)化為物理地址,在與上_PAGE_TABLE宏，

此時它們還是無符號整數(shù)，在通過__pmd把無符號整數(shù)轉(zhuǎn)化為pmd類型，經(jīng)過這些轉(zhuǎn)換，
就得到了一個具有屬性的表項， 然后通過set_pmd宏設(shè)

置pmd表項.

接著又是一個循環(huán)，設(shè)置1024個頁表項。

is_kernel_text函數(shù)根據(jù)前面提到的address來判斷address線性地址是否屬于內(nèi)核代碼
段,它同樣在mm/init.c中定義:

static inline int is_kernel_text(unsigned long addr)
{
????????if (addr >= (unsigned long)_stext && addr <= (unsigned
long)__init_end)
????????????????return 1;
????????return 0;
}

_stext, __init_end是個內(nèi)核符號， 在內(nèi)核鏈接的時候生成的， 分別表示內(nèi)核代碼段
的開始和終止地址.

如果address屬于內(nèi)核代碼段， 那么在設(shè)置頁表項的時候就要加個PAGE_KERNEL_EXEC屬
性，如果不是，則加個PAGE_KERNEL屬性.

#define _PAGE_KERNEL_EXEC \
????????(_PAGE_PRESENT | _PAGE_RW | _PAGE_DIRTY | _PAGE_ACCESSED)
????????
#define _PAGE_KERNEL \
????????(_PAGE_PRESENT | _PAGE_RW | _PAGE_DIRTY | _PAGE_ACCESSED | _PAGE_NX)
????????
最后通過set_pte(pte, pfn_pte(pfn, PAGE_KERNEL));來設(shè)置頁表項， 先通過pfn_pte
宏根據(jù)頁框號和頁表項的屬性值合并成一個頁表項值，

然戶在用set_pte宏把頁表項值寫到頁表項里。
當pagetable_init()函數(shù)返回后，內(nèi)核已經(jīng)設(shè)置好了內(nèi)核頁表，緊著調(diào)用
load_cr3(swapper_pg_dir);
#define load_cr3(pgdir) \
????????asm volatile("movl %0,%%cr3": :"r" (__pa(pgdir)))
將控制swapper_pg_dir送入控制寄存器cr3. 每當重新設(shè)置cr3時， CPU就會將頁面映射
目錄所在的頁面裝入CPU內(nèi)部高速緩存中的TLB部分. 現(xiàn)

在內(nèi)存中(實際上是高速緩存中）的映射目錄變了，就要再讓CPU裝入一次。由于頁面映
射機制本來就是開啟著的， 所以從這條指令以后就擴大

了系統(tǒng)空間中有映射區(qū)域的大小, 使整個映射覆蓋到整個物理內(nèi)存(高端內(nèi)存)除外. 實
際上此時swapper_pg_dir中已經(jīng)改變的目錄項很可能還

在高速緩存中， 所以還要通過__flush_tlb_all()將高速緩存中的內(nèi)容沖刷到內(nèi)存中，
這樣才能保證內(nèi)存中映射目錄內(nèi)容的一致性。
3.4 對如何構(gòu)建頁表的總結(jié)
通過上述對pagetable_init()的剖析， 我們可以清晰的看到， 構(gòu)建內(nèi)核頁表， 無非
就是向相應(yīng)的表項寫入下一級地址和屬性。 在內(nèi)核空間

保留著一部分內(nèi)存專門用來存放內(nèi)核頁表.當cpu要進行尋址的時候，無論在內(nèi)核空間，
還是在用戶空間， 都會通過這個頁表來進行映射。對于

這個函數(shù)， 內(nèi)核把整個物理內(nèi)存空間都映射完了， 當用戶空間的進程要使用物理內(nèi)存
時， 豈不是不能做相應(yīng)的映射了？ 其實不會的， 內(nèi)核

只是做了映射， 映射不代表使用， 這樣做是內(nèi)核為了方便管理內(nèi)存而已。


四. 實例分析映射機制
4.1示例代碼
????通過前面的理論分析，我們通過編寫一個簡單的程序， 來分析內(nèi)核是如何把線性
地址映射到物理地址的。
[root@localhost temp]# cat test.c
#include <stdio.h>
void test(void)
{
????????printf("hello, world.\n");
}
int main(void)
{
????????test();
}
這段代碼很簡單， 我們故意要main調(diào)用test函數(shù)， 就是想看下test函數(shù)的虛擬地址是
如何映射成物理地址的。
4.2 段式映射分析
我們先編譯， 在反匯編下test文件
[root@localhost temp]# gcc -o test test.c
[root@localhost temp]# objdump -d test
08048368 <test>:
?8048368: 55 push %ebp
?8048369: 89 e5 mov %esp,%ebp
?804836b: 83 ec 08 sub $0x8,%esp
?804836e: 83 ec 0c sub $0xc,%esp
?8048371: 68 84 84 04 08 push $0x8048484
?8048376: e8 35 ff ff ff call 80482b0 <printf@plt>
?804837b: 83 c4 10 add $0x10,%esp
?804837e: c9 leave
?804837f: c3 ret

08048380 <main>:
?8048380: 55 push %ebp
?8048381: 89 e5 mov %esp,%ebp
?8048383: 83 ec 08 sub $0x8,%esp
?8048386: 83 e4 f0 and $0xfffffff0,%esp
?8048389: b8 00 00 00 00 mov $0x0,%eax
?804838e: 83 c0 0f add $0xf,%eax
?8048391: 83 c0 0f add $0xf,%eax
?8048394: c1 e8 04 shr $0x4,%eax
?8048397: c1 e0 04 shl $0x4,%eax
?804839a: 29 c4 sub %eax,%esp
?804839c: e8 c7 ff ff ff call 8048368 <test>
?80483a1: c9 leave
?80483a2: c3 ret
?80483a3: 90 nop
從上述結(jié)果可以看到, ld給test()函數(shù)分配的地址為0x08048368.在elf格式的可執(zhí)行文
件代碼中，ld的實際位置總是從0x8000000開始安排程序

的代碼段， 對每個程序都是這樣。至于程序在執(zhí)行時在物理內(nèi)存中的實際位置就要由
內(nèi)核在為其建立內(nèi)存映射時臨時做出安排， 具體地址則

取決于當時所分配到的物理內(nèi)存頁面。假設(shè)該程序已經(jīng)運行， 整個映射機制都已經(jīng)建
立好， 并且CPU正在執(zhí)行main()中的call 8048368這條指

令， 要轉(zhuǎn)移到虛擬地址0x08048368去運行. 下面將詳細介紹這個虛擬地址轉(zhuǎn)換為物理
地址的映射過程.
首先是段式映射階段。由于0x08048368是一個程序的入口，更重要的是在執(zhí)行的過程中
是由CPU中的指令計數(shù)器EIP所指向的， 所以在代碼段中

。 因此， i386CPU使用代碼段寄存器CS的當前值作為段式映射的選擇子， 也就是用它
作為在段描述表的下標.那么CS的值是多少呢？
用GDB調(diào)試下test：
?(gdb) info reg
eax 0x10 16
ecx 0x1 1
edx 0x9d915c 10326364
ebx 0x9d6ff4 10317812
esp 0xbfedb480 0xbfedb480
ebp 0xbfedb488 0xbfedb488
esi 0xbfedb534 -1074940620
edi 0xbfedb4c0 -1074940736
eip 0x804836e 0x804836e
eflags 0x282 642
cs 0x73 115
ss 0x7b 123
ds 0x7b 123
es 0x7b 123
fs 0x0 0
gs 0x33 51
可以看到CS的值為0x73, 我們把它分解成二進制:
0000 0000 0111 0011
最低2位為3， 說明RPL的值為3， 應(yīng)為我們這個程序本省就是在用戶空間，RPL的值自
然為3.
第3位為0表示這個下標在GDT中。
高13位為14， 所以段描述符在GDT表的第14個表項中， 我們可以到內(nèi)核代碼中去驗證
下:
在i386/asm/segment.h中:
#define GDT_ENTRY_DEFAULT_USER_CS 14
#define __USER_CS (GDT_ENTRY_DEFAULT_USER_CS * 8 + 3)
可以看到段描述符的確就是GDT表的第14個表項中。
我們?nèi)DT表看看具體的表項值是什么， GDT的內(nèi)容在arch/i386/kernel/head.S中定
義:
ENTRY(cpu_gdt_table)
????????.quad 0x0000000000000000 /* NULL descriptor */
????????.quad 0x0000000000000000 /* 0x0b reserved */
????????.quad 0x0000000000000000 /* 0x13 reserved */
????????.quad 0x0000000000000000 /* 0x1b reserved */
????????.quad 0x0000000000000000 /* 0x20 unused */
????????.quad 0x0000000000000000 /* 0x28 unused */
????????.quad 0x0000000000000000 /* 0x33 TLS entry 1 */
????????.quad 0x0000000000000000 /* 0x3b TLS entry 2 */
????????.quad 0x0000000000000000 /* 0x43 TLS entry 3 */
????????.quad 0x0000000000000000 /* 0x4b reserved */
????????.quad 0x0000000000000000 /* 0x53 reserved */
????????.quad 0x0000000000000000 /* 0x5b reserved */

????????.quad 0x00cf9a000000ffff /* 0x60 kernel 4GB code at 0x00000000
*/
????????.quad 0x00cf92000000ffff /* 0x68 kernel 4GB data at 0x00000000
*/
????????.quad 0x00cffa000000ffff /* 0x73 user 4GB code at 0x00000000
*/
????????.quad 0x00cff2000000ffff /* 0x7b user 4GB data at 0x00000000
*/
????????.quad 0x0000000000000000 /* 0x80 TSS descriptor */
????????.quad 0x0000000000000000 /* 0x88 LDT descriptor */

?????????/* Segments used for calling PnP BIOS */
????????.quad 0x00c09a0000000000 /* 0x90 32-bit code */
????????.quad 0x00809a0000000000 /* 0x98 16-bit code */
????????.quad 0x0080920000000000 /* 0xa0 16-bit data */
????????.quad 0x0080920000000000 /* 0xa8 16-bit data */
????????.quad 0x0080920000000000 /* 0xb0 16-bit data */
?????????/*
?????????* The APM segments have byte granularity and their bases
?????????* and limits are set at run time.
?????????*/
????????.quad 0x00409a0000000000 /* 0xb8 APM CS code */
????????.quad 0x00009a0000000000 /* 0xc0 APM CS 16 code (16 bit) */
????????.quad 0x0040920000000000 /* 0xc8 APM DS data */

????????.quad 0x0000000000000000 /* 0xd0 - unused */
????????.quad 0x0000000000000000 /* 0xd8 - unused */
????????.quad 0x0000000000000000 /* 0xe0 - unused */
????????.quad 0x0000000000000000 /* 0xe8 - unused */
????????.quad 0x0000000000000000 /* 0xf0 - unused */
????????.quad 0x0000000000000000 /* 0xf8 - GDT entry 31: double-fault TSS
*/
.quad 0x00cffa000000ffff /* 0x73 user 4GB code at 0x00000000 */

我們把這個值展開成二進制:
0000 0000 1100 1111 1111 1010 0000 0000 0000 0000 0000 0000 1111 1111 1111
1111
根據(jù)上述對段描述符表項值的描述， 可以得出如下結(jié)論：
B0-B15, B16-B31是0， 表示基地址全為0.
L0-L15, L16-L19是1， 表示段的上限全是0xffff.
G位是1 表示段長度單位均為4KB。
D位是1 表示對段的訪問都是32位指令
P位是1 表示段在內(nèi)存中。
DPL是3 表示特權(quán)級是3級
S位是1 表示為代碼段或數(shù)據(jù)段
type為1010 表示代碼段， 可讀， 可執(zhí)行， 尚未收到訪問
這個描述符指示了段從0地址開始的整個4G虛存空間，邏輯地址直接轉(zhuǎn)換為線性地址。
所以在經(jīng)過段式映射后就把邏輯地址轉(zhuǎn)換成了線性地址， 這也是在linux中， 為什么
邏輯地址等同于線性地址的原因了。
4.3 頁式映射分析
現(xiàn)在進入頁式映射的過程了, Linux系統(tǒng)中的每個進程都有其自身的頁面目錄PGD, 指
向這個目錄的指針保存在每個進程的mm_struct數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)

中。 每當調(diào)度一個進程進入運行的時候，內(nèi)核都要為即將運行的進程設(shè)置好控制寄存
器cr3， 而MMU的硬件則總是從cr3中取得指向當前頁面目

錄的指針。當我們在程序中要轉(zhuǎn)移到地址0x08048368去的時候， 進程正在運行，cr3早
以設(shè)置好，指向我們這個進程的頁面目錄了。 先將線性

地址0x08048368展開成二進制：
0000 1000 0000 0100 1000 0011 0110 1000
對照線性地址的格式，可見最高10位為二進制的0000 1000 00, 也就是十進制的32，所
以MMU就以32為下標在其頁面目錄中找到其目錄項。這個

目錄項的高20位指向一個頁面表，CPU在這20位后添上12個0就得到頁面表的指針。找到
頁面表以后， CPU再來看線性地址中的中間10位，

0001001000，即十進制的72.于是CPU就以此為下標在頁表中找相應(yīng)的表項。表項值的高
20位指向一個物理內(nèi)存頁面，在后邊添上12個0就得到物

理頁面的開始地址。假設(shè)物理地址在0x620000的，線性地址的最低12位為0x368. 那么
test()函數(shù)的入口地址就為0x620000+0x368 = 0x620368

。

?

?

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[Ph4nt0m] <[url]http://www.ph4nt0m.org/[/url]>

[Ph4nt0m Security Team]

???????????????????<[url]http://blog.ph4nt0m.org/[/url]> 刺@ph4nt0m

??????????Email: [email]axis@ph4nt0m.org[/email]

??????????PingMe:
<[url]http://cn.pingme.messenger.yahoo.com/webchat/ajax_webchat.php?yid=hanqin_wu[/url]
hq&sig=9ae1bbb1ae99009d8859e88e899ab2d1c2a17724>

??????????=== V3ry G00d, V3ry Str0ng ===

??????????=== Ultim4te H4cking ===

??????????=== XPLOITZ ! ===

??????????=== #_# ===

#If you brave,there is nothing you cannot achieve.#

轉(zhuǎn)載于:https://blog.51cto.com/netwalk/82652

總結(jié)

以上是生活随笔為你收集整理的深入理解Linux内存映射机制的全部內(nèi)容，希望文章能夠幫你解決所遇到的問題。

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