Linux-Speichersegmentierung

Logische Kerneladressen verwenden eine feste Zuordnung zwischen physischem und virtuellem Adressraum. Dies bedeutet, dass virtuell zusammenhängende Regionen von Natur aus auch physisch zusammenhängend sind. Dies ist bei vollständig virtuellen Adressen nicht der Fall, die auf nicht zusammenhängende physische Seiten verweisen.

Die virtuellen Nutzeradressen - im Gegensatz zu logischen Adressen des Kernels - verwenden Sie keine feste Zuordnung zwischen virtuellen und physischen Adressen, Userland-Prozesse machen vollen Gebrauch von der MMU:

• Nur verwendete Teile des physischen Speichers werden zugeordnet;
• Speicher ist nicht zusammenhängend;
• Speicher kann ausgetauscht werden;
• Speicher kann verschoben werden;

Genauer gesagt werden physische Speicherseiten von 4 KB virtuellen Adressen in der OS-Seitentabelle zugeordnet, wobei jede Zuordnung als PTE (Page Table Entry) bekannt ist. Die MMU der CPU hält dann einen Cache von jedem kürzlich verwendeten PTEs aus der OS-Seitentabelle. Dieser Caching-Bereich ist als TLB (Translation Lookaside Buffer) bekannt. Die cr3 register wird verwendet, um die Seitentabelle des Betriebssystems zu lokalisieren.

Wann immer eine virtuelle Adresse in eine physikalische übersetzt werden muss, wird der TLB durchsucht. Wenn eine Übereinstimmung gefunden wird (TLB Treffer ), wird die physische Adresse zurückgegeben und darauf zugegriffen. Wenn es jedoch keine Übereinstimmung gibt (TLB miss ), schlägt der TLB-Miss-Handler in der Seitentabelle nach, ob eine Zuordnung vorhanden ist (page walk ). Wenn einer existiert, wird er in den TLB zurückgeschrieben und der fehlerhafte Befehl wird neu gestartet, diese nachfolgende Übersetzung findet dann einen TLB-Treffer und der Speicherzugriff wird fortgesetzt. Dies wird als Minor bezeichnet Seitenfehler.

Manchmal muss das Betriebssystem möglicherweise die Größe des physischen Arbeitsspeichers erhöhen, indem Seiten auf die Festplatte verschoben werden. Wenn eine virtuelle Adresse zu einer auf der Festplatte abgebildeten Seite aufgelöst wird, muss die Seite vor dem Zugriff in den physischen RAM geladen werden. Dies wird als Major bezeichnet Seitenfehler. Der Seitenfehler-Handler des Betriebssystems muss dann eine freie Seite im Speicher finden.

Der Übersetzungsprozess kann fehlschlagen, wenn für die virtuelle Adresse keine Zuordnung verfügbar ist, was bedeutet, dass die virtuelle Adresse ungültig ist. Dies wird als ungültig bezeichnet Seitenfehlerausnahme und ein segfault wird vom Seitenfehler-Handler des Betriebssystems an den Prozess ausgegeben.

Speichersegmentierung

Real-Modus

Der Real-Modus verwendet immer noch einen segmentierten 20-Bit-Speicheradressraum mit 1 MB adressierbarem Speicher (0x00000 - 0xFFFFF ) und unbegrenzten direkten Softwarezugriff auf alle adressierbaren Speicher, Busadressen, PMIO-Ports (Port-Mapped I/O) und Peripheriehardware. Der Real-Modus bietet keinen Speicherschutz , keine Berechtigungsstufen und keine virtualisierten Adressen. Typischerweise enthält ein Segmentregister den Segmentselektorwert, und der Speicheroperand ist ein Offsetwert relativ zur Segmentbasis.

Um die Segmentierung zu umgehen (C-Compiler unterstützen normalerweise nur das flache Speichermodell), verwendeten C-Compiler den inoffiziellen far Zeigertyp zur Darstellung einer physikalischen Adresse mit einem segment:offset logische Adressschreibweise. Zum Beispiel die logische Adresse 0x5555:0x0005 , nach der Berechnung von 0x5555 * 16 + 0x0005 ergibt die physikalische 20-Bit-Adresse 0x55555 , verwendbar in einem Far-Zeiger, wie unten gezeigt:

char far    *ptr;           /* declare a far pointer */
ptr = (char far *)0x55555;  /* initialize a far pointer */

static int fault_in_kernel_space(unsigned long address)
{
    /*
     * On 64-bit systems, the vsyscall page is at an address above
     * TASK_SIZE_MAX, but is not considered part of the kernel
     * address space.
     */
    if (IS_ENABLED(CONFIG_X86_64) && is_vsyscall_vaddr(address))
        return false;

    return address >= TASK_SIZE_MAX;
}

/*
 * To avoid leaking information about the kernel page table
 * layout, pretend that user-mode accesses to kernel addresses
 * are always protection faults.
 */
if (address >= TASK_SIZE_MAX)
    error_code |= X86_PF_PROT;

force_sig_fault(SIGSEGV, si_code, (void __user *)address, tsk); /* Kill the process */