Linux bölümleme değil sadece sayfalama kullanıyor mu?

Linux Programlama Arayüzü , bir sürecin sanal adres alanının düzenini gösterir. Diyagramdaki her bölge bir bölüm mü?

Gönderen Linux Kernel anlama ,

Aşağıdakiler, MMU’daki segmentasyon biriminin, segmentler içindeki segmentleri ve ofsetleri sanal bellek adresine eşlediğini ve çağrı ünitesinden sonra sanal bellek adresini fiziksel bellek adresine eşlediği anlamına mı geliyor?

Bellek Yönetim Birimi (MMU), mantıksal bir adresi, bölümleme birimi adı verilen bir donanım devresi aracılığıyla doğrusal bir adrese dönüştürür; daha sonra, çağrı birimi adı verilen ikinci bir donanım devresi, doğrusal adresi fiziksel bir adrese dönüştürür (bkz. Şekil 2-1).

Öyleyse neden Linux'un segmentasyonu kullanmadığını, sadece çağrı kullandığını söylüyor?

Segmentasyon, programcıları, uygulamalarını alt rutinler veya global ve yerel veri alanları gibi mantıksal olarak ilişkili varlıklara bölmeye teşvik etmek için 80x86 mikroişlemcilere dahil edilmiştir. Ancak, Linux bölümlemeyi çok sınırlı bir şekilde kullanır. Aslında, bölümleme ve sayfalama biraz gereksizdir, çünkü her ikisi de işlemlerin fiziksel adres alanlarını ayırmak için kullanılabilir: bölümleme, her bir işleme farklı bir doğrusal adres alanı atayabilirken, sayfalama aynı doğrusal adres alanını farklı fiziksel adres alanlarına eşleyebilir . Linux, aşağıdaki nedenlerle sayfalandırmayı tercih ediyor:

• Tüm işlemler aynı segment kayıt değerlerini kullandığında (yani aynı doğrusal adres kümesini paylaştığında) bellek yönetimi daha basittir.

• Linux'un tasarım hedeflerinden biri, geniş bir mimariye taşınabilirlik; Özellikle RISC mimarileri, bölümlendirme için sınırlı bir desteğe sahiptir.

Linux'un 2.6 sürümü, yalnızca 80x86 mimarisinin gerektirdiği durumlarda bölümlemeyi kullanır.

X86-64 mimarisi, uzun modda bölümlendirme kullanmaz (64 bit mod).

Segment kayıtlarının dördü: CS, SS, DS ve ES 0'a ve limit 2 ^ 64'e zorlanır.

https://en.wikipedia.org/wiki/X86_memory_segmentation#Later_developments

Artık OS'nin "doğrusal adreslerin" hangi aralıklarının mevcut olduğunu sınırlaması mümkün değildir. Bu nedenle bellek koruması için segmentasyon kullanamaz; tamamen sayfalamaya dayanması gerekir.

Yalnızca eski 32-bit modlarında çalışırken geçerli olacak x86 işlemcilerin ayrıntıları hakkında endişelenmeyin. 32-bit modları için Linux kadar kullanılmaz. Hatta "birkaç yıl boyunca iyi huysuz bir ihmal durumunda" olarak kabul edilebilir. Fedora'daki 32-Bit x86 desteğine bakın [LWN.net, 2017].

(32 bit Linux da segmentasyon kullanmıyor, olur. Fakat bunda bana güvenmene gerek yok, görmezden gelebilirsin :-).

X86 segmentlere sahip olduğundan, bunları kullanmamak mümkün değildir. Ancak hem cs(kod segmenti) hem de ( dsveri segmenti) temel adresleri sıfıra ayarlanmıştır, bu nedenle bölümlendirme gerçekten kullanılmaz. Bunun bir istisnası yerel veri iş parçacığıdır, normalde kullanılmayan segment kayıtlarından biri yerel veri iş parçacığına işaret eder. Ancak bu genel olarak bu amaç için genel amaçlı kayıtlardan birini rezerve etmekten kaçınmaktır.

Linux'un x86'da segmentasyonu kullanmadığı, mümkün olamayacağı söylenmiyor. Zaten bir bölümü vurguladınız, Linux bölümlemeyi çok sınırlı bir şekilde kullanıyor . İkinci bölüm Linux, yalnızca 80x86 mimarisinin gerektirdiği durumlarda segmentasyon kullanıyor

Nedenleri alıntı yaptınız, çağrı yapmak daha kolay ve daha taşınabilir.

Diyagramdaki her bölge bir bölüm mü?

Yok hayır.

Segmentasyon sistemi (x86'da 32 bit korumalı modda) ayrı kod, veri ve yığın segmentlerini destekleyecek şekilde tasarlanırken, pratikte tüm bölümler aynı hafıza alanına ayarlanmıştır. Yani, 0'da başlar ve hafızanın sonunda ^(*) biterler . Bu mantıksal adresleri ve doğrusal adresleri eşit yapar.

Buna "düz" bellek modeli denir ve farklı bölümlere sahip olduğunuzdan ve sonra bunların içindeki işaretçilerden biraz daha basittir. Özellikle, bir bölümlenmiş model, daha uzun işaretçiler gerektirir çünkü bölüm seçicisinin ofset işaretçisine ek olarak dahil edilmesi gerekir. (16-bit segment seçici + toplam 48 bit işaretçi için 32 bit ofset; yalnızca 32 bit düz işaretçi.)

64 bit uzunluğundaki mod, düz bellek modelinden başka bir bölümü bile desteklemiyor.

Eğer 286'da 16-bit korumalı modda programlayacak olsaydınız, adres alanı 24 bit, ancak işaretçiler sadece 16 bit olduğundan, segmentlere daha fazla ihtiyaç duyarsınız.

^{(* 32 bit Linux'un çekirdek / kullanıcı alanı ayrımını nasıl işlediğini hatırlayamadığımı unutmayın. Segmentasyon, kullanıcı alanı bölümlerinin sınırlarını ayarlayarak çekirdek alanını içermemelerini sağlayacak şekilde izin verir. sayfa başına koruma seviyesi.)}

Öyleyse neden Linux'un segmentasyonu kullanmadığını, sadece çağrı kullandığını söylüyor?

X86 hala segmentlere sahip ve onları devre dışı bırakamazsınız. Sadece mümkün olduğunca az kullanılıyorlar. 32 bit korumalı modda, segmentlerin düz model için ayarlanması gerekir ve hatta 64 bit modda bile varlığını sürdürürler.

Linux x86 / 32, bölümlemeyi tüm bölümleri aynı doğrusal adres ve sınırda başlatması anlamında kullanmaz. x86 mimarisi, programın bölümlere sahip olmasını gerektirir: kod yalnızca kod bölümünden yürütülebilir, yığın yalnızca yığın bölümünde bulunabilir, veriler yalnızca veri bölümlerinden birinde değiştirilebilir. Linux, bu bölümleri tüm bölümleri aynı şekilde (kitabınızın zaten bahsetmediği istisnalar dışında) aynı şekilde ayarlayarak atlar, böylece aynı mantıksal adres herhangi bir bölüm için geçerlidir. Bu aslında hiç bir kesime sahip olmamaya eşdeğerdir.

Diyagramdaki her bölge bir bölüm mü?

Bunlar "segment" kelimesinin neredeyse tamamen farklı 2 kullanımıdır

• x86 segmentasyon / segment kayıtları: modern x86 işletim sistemleri, tüm segmentlerin aynı taban = 0 ve limit = 32-bit modunda maksimum olduğu, donanımın da 64-bit modda uyguladığı ve bölümleme türünü daha belirgin hale getirdiği düz bir bellek modeli kullanır . (FS veya GS hariç, 64 bit modunda bile yerel iş parçacığı depolaması için kullanılır.)
• Bağlayıcı / program yükleyici bölümleri / bölümleri. ( ELF dosya formatındaki kesit ve segment farkı nedir )

Kullanımları ortak orjine sahip: eğer edildi parçalara ayrılmış bir hafıza modeli (özellikle disk belleği sanal bellek olmadan) kullanılarak, veri sahip olabilir ve BSS adresleri DS kademeli baz SS tabanına yığın göre ve kod göreli olarak göreli CS taban adresi.

Böylelikle birden fazla farklı program, farklı doğrusal adreslere yüklenebilir ya da bölüm tabanlarına göre 16 veya 32 bit ofsetleri değiştirmeden başlattıktan sonra bile taşınabilir.

Ancak bir işaretçinin hangi segmente göre olduğunu bilmeniz gerekir, bu yüzden "uzak işaretçiler" vb. Vardır. (Gerçek 16-bit x86 programları genellikle kodlarına veri olarak erişmeye ihtiyaç duymazlardı, bu nedenle bir yerde 64k kod segmentini ve belki de DS = SS ile başka bir 64k bloğunu kullanabilirdi; Ya da tüm segment bazları eşit olan küçük bir kod modeli).

X86 segmentasyonu sayfalama ile nasıl etkileşime girer?

32/64-bit modunda adres eşleme:

1. segment: offset (ofseti tutan ya da bir talimat önekiyle geçersiz kılınan kayıt defterinde belirtilen bölüm tabanı)
2. 32 veya 64-bit doğrusal sanal adres = base + offset. (Linux gibi düz bir bellek modelinde, işaretçiler / ofsetler = doğrusal adresler de geçerlidir. FS veya GS'ye göre TLS'ye erişme hariç.)

3. sayfa tabloları (TLB tarafından önbelleğe alınmış), 32 (eski mod), 36 (eski PAE) veya 52 bit (x86-64) fiziksel adrese doğrusal eşlenir. ( /programming/46509152/why-in-64bit-the-virtual-address-are-4-bits-short-48bit-long-compared-with-the ).

   Bu adım isteğe bağlıdır: disk belleği, başlatma sırasında bir kontrol kaydında bir bit ayarlayarak etkinleştirilmelidir. Sayfalama olmadan, doğrusal adresler fiziksel adreslerdir.

Segmentasyon olmadığını Bildirimi değil tek bir süreç (veya iplik) sanal adres alanı fazla 32 veya 64 bit kullanmasına izin sadece uzaklıklar kendilerini bit aynı sayıda içine düz (doğrusal) adres alanı her şey eşleştirilmiş çünkü. (Bu, 16 bit x86 için geçerli değildi, burada bölümlendirme, çoğunlukla 16 bit kayıt ve ofsetlerde 64k'dan fazla bellek kullanmak için faydalıydı.)

CPU, segment tabanı da dahil olmak üzere GDT'den (veya LDT) yüklenen segment tanımlayıcılarını önbelleğe alır. Bir işaretçiyi tercih ettiğinizde, hangi kayıt defterine bağlı olduğuna bağlı olarak, varsayılan olarak DS veya SS olarak değişir. Kayıt değeri (işaretçi), segment tabanından bir kayma olarak değerlendirilir.

Segment tabanı normalde sıfır olduğundan, CPU'lar bunu özel olarak yapar. Eğer Veya başka bir perspektiften, do sıfır olmayan bir segmenti üssü var, yükler ekstra gecikme var çünkü taban adresi geçerli değildir ekleyerek atlatacak bir "özel" (normal) durumda.

Linux x86 segment kayıtlarını nasıl kurar:

CS / DS / ES / SS'nin tabanı ve sınırı 32 ve 64-bit modunda 0 / -1'dir. Buna tüm işaretçiler aynı adres alanına işaret ettiği için buna düz bellek modeli denir.

(AMD CPU , 64-bit modu için düz bellek modelini zorlayarak bölümlendirmeyi kısırlaştırır, çünkü ana işletim sistemleri zaten PAE veya x86 ile çağrı yaparak çok daha iyi bir şekilde sağlanan yürütme koruması dışında 64 sayfa tablosu formatı.)

• TLS (Konu Yerel Depolama): FS ve GS edilir değil uzun modda tabanında = 0 sabit. (386 ile repyeniydiler ve ES kullanan -sürekli yönergeler bile değil, hiçbir talimatla örtük olarak kullanılmamışlardı ). x86-64 Linux, her iş parçacığı için FS temel adresini TLS bloğunun adresine ayarlar.

  örneğin mov eax, [fs: 16], bu iş parçacığı için 32 bitlik bir değeri 16 baytlık TLS bloğuna yükler.

• CS segmenti tanımlayıcısı CPU'nun hangi modda olduğunu seçer (16/32/64-bit korumalı mod / uzun mod). Linux, tüm 64 bit kullanıcı alanı işlemleri için tek bir GDT girişi ve tüm 32 bit kullanıcı alanı işlemleri için başka bir GDT girişi kullanır. (İşlemcinin düzgün çalışması için DS / ES'nin de geçerli girişlere ayarlanması gerekir, SS de öyledir). Ayrıca, ayrıcalık seviyesini de seçer (çekirdek (ring 0) vs. kullanıcı (ring 3)), bu yüzden 64 bitlik bir kullanıcı alanına geri dönerken bile, çekirdeğin CS'yi normal bir yerine değiştirmek, kullanmak iretveya sysretyerine değiştirmek için düzenlemesi gerekir. atlama veya ret talimatı.

• X86-64'te syscallgiriş noktası GS'yi swapgskullanıcı alanının GS'sinden çekirdeğe çevirmek için kullanır, bu iş parçacığı için çekirdek yığınını bulmak için kullanır. (Özel bir yerel iş parçacığı saklama durumu). syscallKullanıcı çekirdek yığını noktaya yığın işaretçisi değiştirmez; çekirdek, giriş noktası ^1'e ulaştığında hala kullanıcı yığınına işaret ediyor .

• DS / ES / SS'nin, CPU'nun korumalı modda / uzun modda çalışması için geçerli segment tanımlayıcılarına ayarlanması gerekir, ancak bu tanımlayıcılardan gelen taban / limit uzun modda göz ardı edilir.

Temelde x86 segmentasyonu, TLS ve donanımın gerektirdiği zorunlu x86 osdev işleri için kullanılır.

Dipnot 1: Eğlenceli tarih: AMD64 silikonu piyasaya sürülmesinden birkaç yıl önce çekirdek devleri ile AMD mimarları arasında mesaj listesi arşivleri var, bu da tasarımın üzerinde tweaks syscalloldu. Ayrıntılar için bu cevaptaki bağlantılara bakın .