Блог

Я читал, что первые 3 ГБ зарезервированы для процесса, а последний ГБ — для ядра. Я также читал, что ядро загружается, начиная со 2 МБ физического адресного пространства (в зависимости от конфигурации). Мой вопрос в том, что отображение этого последнего 1 ГБ одинаково для всех процессов и сопоставляется с этой физической областью памяти?

Другой вопрос в том, когда процесс переключается в режим ядра (например, при выполнении системного вызова), тогда какие таблицы страниц используются, таблицы страниц процесса или таблицы страниц ядра? Если используются таблицы страниц ядра, то они не могут получить доступ к ячейкам памяти, принадлежащим процессу. Если это так, то, по-видимому, виртуальная память ядра бесполезна, поскольку весь доступ к коду ядра и данным будет осуществляться через отображение последнего 1 ГБ адресного пространства процесса. Пожалуйста, помогите мне прояснить это (любые полезные ссылки будут высоко оценены)

Кажется, вы говорите о 32-разрядных системах x86, верно?

Если я не ошибаюсь, ядро может быть настроено не только на распределение памяти 3 ГБ / 1 ГБ, могут быть и другие варианты (например, 2 ГБ / 2 ГБ). Тем не менее, 3 ГБ / 1 ГБ, вероятно, являются наиболее распространенными в x86-32.

Часть адресного пространства ядра должна быть недоступна из пользовательского пространства. С точки зрения ядра, да, отображение памяти, занимаемой самим ядром, всегда одинаково. Не имеет значения, в контексте какого процесса (или обработчика прерываний, или чего-либо еще) в данный момент работает ядро.

Как одно из следствий, если вы посмотрите на адреса символов ядра в /proc/kallsyms из разных процессов, вы каждый раз увидите одни и те же адреса. И это в точности адреса соответствующих функций ядра, переменных и других с точки зрения ядра.

Итак, я полагаю, ответ на ваш первый вопрос «да», но это, вероятно, не очень полезно для кода пользовательского пространства, поскольку память пространства ядра в любом случае не доступна напрямую оттуда.

Что касается второго вопроса, ну, если ядро в настоящее время работает в контексте какого-либо процесса, оно действительно может получить доступ к пользовательской памяти этого процесса. Я не могу описать это подробно, но, вероятно, реализация функций ядра copy_from_user и copy_to_user могла бы дать вам несколько подсказок. Смотрите arch/x86/lib/usercopy_32.c и arch/x86/include/asm/uaccess.h в исходных текстах ядра. Похоже, что на x86-32 доступ к памяти пользовательского пространства осуществляется в этих функциях напрямую, используя сопоставления памяти по умолчанию для текущего контекста процесса. «Волшебные» вещи там связаны только с оптимизацией и проверкой адреса области памяти на правильность.

Да, отображение части адресного пространства ядра одинаково во всех процессах. Часть этого сопоставляет ту часть физической памяти, куда загружен образ ядра, но это не основная ее часть — оставшаяся часть используется для сопоставления других местоположений физической памяти для рабочего набора среды выполнения ядра.

Когда процесс переключается в режим ядра, таблицы страниц не изменяются. Часть адресного пространства ядра просто становится доступной, потому что CPL (текущий уровень привилегий) теперь равен нулю.