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第 7 节地址映射与共享

发布于 2025-02-25 23:29:31 字数 15495 浏览 0 评论 0 收藏 0

难度系数：★★★★☆

实验目的

深入理解操作系统的段、页式内存管理，深入理解段表、页表、逻辑地址、线性地址、物理地址等概念；
实践段、页式内存管理的地址映射过程；
编程实现段、页式内存管理上的内存共享，从而深入理解操作系统的内存管理。

实验内容

本次实验的基本内容是：

用 Bochs 调试工具跟踪 Linux 0.11 的地址翻译（地址映射）过程，了解 IA-32 和 Linux 0.11 的内存管理机制；
在 Ubuntu 上编写多进程的生产者—消费者程序，用共享内存做缓冲区；
在信号量实验的基础上，为 Linux 0.11 增加共享内存功能，并将生产者—消费者程序移植到 Linux 0.11。

跟踪地址翻译过程

首先以汇编级调试的方式启动 bochs，引导 Linux 0.11，在 0.11 下编译和运行 test.c。它是一个无限循环的程序，永远不会主动退出。然后在调试器中通过查看各项系统参数，从逻辑地址、LDT 表、GDT 表、线性地址到页表，计算出变量 i 的物理地址。最后通过直接修改物理内存的方式让 test.c 退出运行。test.c 的代码如下：

#include <stdio.h>

int i = 0x12345678;

int main(void)
{
  printf("The logical/virtual address of i is 0x%08x", &amp;i);
  fflush(stdout);

  while (i)
    ;

  return 0;
}

基于共享内存的生产者—消费者程序

本项实验在 Ubuntu 下完成，与信号量实验中的 pc.c 的功能要求基本一致，仅有两点不同：

不用文件做缓冲区，而是使用共享内存；
生产者和消费者分别是不同的程序。生产者是 producer.c，消费者是 consumer.c。两个程序都是单进程的，通过信号量和缓冲区进行通信。

Linux 下，可以通过 shmget() 和 shmat() 两个系统调用使用共享内存。

共享内存的实现

进程之间可以通过页共享进行通信，被共享的页叫做共享内存，结构如下图所示：

图片描述信息图 1 进程间共享内存的结构

本部分实验内容是在 Linux 0.11 上实现上述页面共享，并将上一部分实现的 producer.c 和 consumer.c 移植过来，验证页面共享的有效性。

具体要求在 mm/shm.c 中实现 shmget() 和 shmat() 两个系统调用。它们能支持 producer.c 和 consumer.c 的运行即可，不需要完整地实现 POSIX 所规定的功能。

shmget()

int shmget(keyt key, sizet size, int shmflg); shmget() 会新建/打开一页内存，并返回该页共享内存的 shmid（该块共享内存在操作系统内部的 id）。所有使用同一块共享内存的进程都要使用相同的 key 参数。如果 key 所对应的共享内存已经建立，则直接返回 shmid。如果 size 超过一页内存的大小，返回-1，并置 errno 为 EINVAL。如果系统无空闲内存，返回-1，并置 errno 为 ENOMEM。shmflg 参数可忽略。

shmat()

void *shmat(int shmid, const void *shmaddr, int shmflg); shmat() 会将 shmid 指定的共享页面映射到当前进程的虚拟地址空间中，并将其首地址返回。如果 shmid 非法，返回-1，并置 errno 为 EINVAL。shmaddr 和 shmflg 参数可忽略。

实验报告

完成实验后，在实验报告中回答如下问题：

对于地址映射实验部分，列出你认为最重要的那几步（不超过 4 步），并给出你获得的实验数据。
test.c 退出后，如果马上再运行一次，并再进行地址跟踪，你发现有哪些异同？为什么？

评分标准

跟踪地址映射的过程，20%
shmget()，10%
shmat()，10%
producer.c，15%
consumer.c，15%
实验报告，30%

实验提示

IA-32 的地址翻译过程

Linux 0.11 完全遵循 IA-32（Intel Architecture 32-bit）架构进行地址翻译，Windows、后续版本的 Linux 以及一切在 IA-32 保护模式下运行的操作系统都遵循此架构。因为只有这样才能充分发挥 CPU 的 MMU 的功能。关于此地址翻译过程的细节，请参考《注释》一书中的 5.3.1-5.3.4 节。

用 Bochs 汇编级调试功能进行人工地址翻译

此过程比较机械，基本不消耗脑细胞，做一下有很多好处。

准备

编译好 Linux 0.11 后，首先通过运行./dbg-asm 启动调试器，此时 Bochs 的窗口处于黑屏状态，而命令行窗口显示：

========================================================================
             Bochs x86 Emulator 2.3.7
         Build from CVS snapshot, on June 3, 2008
========================================================================
00000000000i[   ] reading configuration from ./bochs/bochsrc.bxrc
00000000000i[   ] installing x module as the Bochs GUI
00000000000i[   ] using log file ./bochsout.txt
Next at t=0
(0) [0xfffffff0] f000:fff0 (unk. ctxt): jmp far f000:e05b     ; ea5be000f0
<bochs:1>_

“Next at t=0”表示下面的指令是 Bochs 启动后要执行的第一条软件指令。单步跟踪进去就能看到 bios 的代码。不过这不是本实验需要的。直接输入命令“c”，continue 程序的运行，Bochs 一如既往地启动了 Linux 0.11。

在 Linux 0.11 下输入（或拷入）test.c，编译为 test，运行之，打印如下信息：

The logical/virtual address of i is 0x00003004

只要 test 不变，0x00003004 这个值在任何人的机器上都是一样的。即使在同一个机器上多次运行 test，也是一样的。

test 是一个死循环，只会不停占用 CPU，不会退出。

暂停

当 test 运行的时候，在命令行窗口按“ctrl+c”，Bochs 会暂停运行，进入调试状态。绝大多数情况下都会停在 test 内，显示类似如下信息：

(0) [0x00fc8031] 000f:00000031 (unk. ctxt): cmp dword ptr ds:0x3004, 0x00000000 ; 833d0430000000

其中加粗的“000f”如果是“0008”，则说明中断在了内核里。那么就要 c，然后再 ctrl+c，直到变为“000f”为止。如果显示的下一条指令不是“cmp ...”，就用“n”命令单步运行几步，直到停在“cmp ...”。

使用命令“u /7”，显示从当前位置开始 7 条指令的反汇编代码，如下：

10000031: (          ): cmp dword ptr ds:0x3004, 0x00000000 ; 833d0430000000
10000038: (          ): jz .+0x00000002       ; 7402
1000003a: (          ): jmp .+0xfffffff5      ; ebf5
1000003c: (          ): xor eax, eax        ; 31c0
1000003e: (          ): jmp .+0x00000000      ; eb00
10000040: (          ): leave           ; c9
10000041: (          ): ret             ; c3

这就是 test.c 中从 while 开始一直到 return 的汇编代码。变量 i 保存在 ds:0x3004 这个地址，并不停地和 0 进行比较，直到它为 0，才会跳出循环。

现在，开始寻找 ds:0x3004 对应的物理地址。

段表

ds:0x3004 是虚拟地址，ds 表明这个地址属于 ds 段。首先要找到段表，然后通过 ds 的值在段表中找到 ds 段的具体信息，才能继续进行地址翻译。每个在 IA-32 上运行的应用程序都有一个段表，叫 LDT，段的信息叫段描述符。

LDT 在哪里呢？ldtr 寄存器是线索的起点，通过它可以在 GDT（全局描述符表）中找到 LDT 的物理地址。

用“sreg”命令：

cs:s=0x000f, dl=0x00000002, dh=0x10c0fa00, valid=1
ds:s=0x0017, dl=0x00003fff, dh=0x10c0f300, valid=3
ss:s=0x0017, dl=0x00003fff, dh=0x10c0f300, valid=1
es:s=0x0017, dl=0x00003fff, dh=0x10c0f300, valid=1
fs:s=0x0017, dl=0x00003fff, dh=0x10c0f300, valid=1
gs:s=0x0017, dl=0x00003fff, dh=0x10c0f300, valid=1
ldtr:s=0x0068, dl=0xc2d00068, dh=0x000082f9, valid=1
tr:s=0x0060, dl=0x52e80068, dh=0x00008bfd, valid=1
gdtr:base=0x00005cc8, limit=0x7ff
idtr:base=0x000054c8, limit=0x7ff

可以看到 ldtr 的值是 0x0068=0000000001101000（二进制），表示 LDT 表存放在 GDT 表的 1101(二进制)=13（十进制）号位置（每位数据的意义参考后文叙述的段选择子）。而 GDT 的位置已经由 gdtr 明确给出，在物理地址的 0x00005cc8。用“xp /32w 0x00005cc8”查看从该地址开始，32 个字的内容，及 GDT 表的前 16 项，如下：

0x00005cc8 :  0x00000000  0x00000000  0x00000fff  0x00c09a00
0x00005cd8 :  0x00000fff  0x00c09300  0x00000000  0x00000000
0x00005ce8 :  0xa4280068  0x00008901  0xa4100068  0x00008201
0x00005cf8 :  0xf2e80068  0x000089ff  0xf2d00068  0x000082ff
0x00005d08 :  0xd2e80068  0x000089ff  0xd2d00068  0x000082ff
0x00005d18 :  0x12e80068  0x000089fc  0x12d00068  0x000082fc
0x00005d28 :  0xc2e80068  0x00008bf9  0xc2d00068  0x000082f9
0x00005d38 :  0x00000000  0x00000000  0x00000000  0x00000000

GDT 表中的每一项占 64 位（8 个字节），所以我们要查找的项的地址是“0x00005cc8 + 13 * 8”。“xp /2w 0x00005cc8 + 13 * 8”，得到：

0x00005d30 :  0xc2d00068  0x000082f9

上两步看到的数值可能和这里给出的示例不一致，这是很正常的。如果想确认是否准确，就看 sreg 输出中，ldtr 所在行里，dl 和 dh 的值，它们是 Bochs 的调试器自动计算出的，你寻找到的必须和它们一致。

“0xc2d00068 0x000082f9”将其中的加粗数字组合为“0x00f9c2d0”，这就是 LDT 表的物理地址（为什么这么组合，参考后文介绍的段描述符）。“xp /8w 0x00f9c2d0”，得到：

0x00f9c2d0 :  0x00000000  0x00000000  0x00000002  0x10c0fa00
0x00f9c2e0 :  0x00003fff  0x10c0f300  0x00000000  0x00f9d000

这就是 LDT 表的前 4 项内容了。

段描述符

在保护模式下，段寄存器有另一个名字，叫段选择子，因为它保存的信息主要是该段在段表里索引值，用这个索引值可以从段表中“选择”出相应的段描述符。

先看看 ds 选择子的内容，还是用“sreg”命令：

cs:s=0x000f, dl=0x00000002, dh=0x10c0fa00, valid=1
ds:s=0x0017, dl=0x00003fff, dh=0x10c0f300, valid=3
ss:s=0x0017, dl=0x00003fff, dh=0x10c0f300, valid=1
es:s=0x0017, dl=0x00003fff, dh=0x10c0f300, valid=1
fs:s=0x0017, dl=0x00003fff, dh=0x10c0f300, valid=1
gs:s=0x0017, dl=0x00003fff, dh=0x10c0f300, valid=1
ldtr:s=0x0068, dl=0x52d00068, dh=0x000082fd, valid=1
tr:s=0x0060, dl=0x52e80068, dh=0x00008bfd, valid=1
gdtr:base=0x00005cc8, limit=0x7ff
idtr:base=0x000054c8, limit=0x7ff

可以看到，ds 的值是 0x0017。段选择子是一个 16 位寄存器，它各位的含义如下图：

图片描述信息图 2 段选择子的结构

其中 RPL 是请求特权级，当访问一个段时，处理器要检查 RPL 和 CPL（放在 cs 的位 0 和位 1 中，用来表示当前代码的特权级），即使程序有足够的特权级（CPL）来访问一个段，但如果 RPL（如放在 ds 中，表示请求数据段）的特权级不足，则仍然不能访问，即如果 RPL 的数值大于 CPL（数值越大，权限越小），则用 RPL 的值覆盖 CPL 的值。而段选择子中的 TI 是表指示标记，如果 TI=0，则表示段描述符（段的详细信息）在 GDT（全局描述符表）中，即去 GDT 中去查；而 TI=1，则去 LDT（局部描述符表）中去查。

看看上面的 ds，0x0017=0000000000010111（二进制），所以 RPL=11，可见是在最低的特权级（因为在应用程序中执行），TI=1，表示查找 LDT 表，索引值为 10（二进制）= 2（十进制），表示找 LDT 表中的第 3 个段描述符（从 0 开始编号）。

LDT 和 GDT 的结构一样，每项占 8 个字节。所以第 3 项“0x00003fff 0x10c0f300”就是搜寻好久的 ds 的段描述符了。用“sreg”输出中 ds 所在行的 dl 和 dh 值可以验证找到的描述符是否正确。

接下来看看段描述符里面放置的是什么内容：

图片描述信息图 3 段描述符的结构

可以看到，段描述符是一个 64 位二进制的数，存放了段基址和段限长等重要的数据。其中位 P（Present）是段是否存在的标记；位 S 用来表示是系统段描述符（S=0）还是代码或数据段描述符（S=1）；四位 TYPE 用来表示段的类型，如数据段、代码段、可读、可写等；DPL 是段的权限，和 CPL、RPL 对应使用；位 G 是粒度，G=0 表示段限长以位为单位，G=1 表示段限长以 4KB 为单位；其他内容就不详细解释了。

段基址和线性地址

费了很大的劲，实际上我们需要的只有段基址一项数据，即段描述符“0x00003fff 0x10c0f300”中加粗部分组合成的“0x10000000”。这就是 ds 段在线性地址空间中的起始地址。用同样的方法也可以算算其它段的基址，都是这个数。

段基址+段内偏移，就是线性地址了。所以 ds:0x3004 的线性地址就是：

0x10000000 + 0x3004 = 0x10003004 用“calc ds:0x3004”命令可以验证这个结果。

页表
从线性地址计算物理地址，需要查找页表。线性地址变成物理地址的过程如下：

图片描述信息图 4 页表工作原理

线性地址变成物理地址首先需要算出线性地址中的页目录号、页表号和页内偏移，它们分别对应了 32 位线性地址的 10 位+10 位+12 位，所以 0x10003004 的页目录号是 64，页号 3，页内偏移是 4。

IA-32 下，页目录表的位置由 CR3 寄存器指引。“creg”命令可以看到：

CR0=0x8000001b: PG cd nw ac wp ne ET TS em MP PE
CR2=page fault laddr=0x10002f68
CR3=0x00000000
  PCD=page-level cache disable=0
  PWT=page-level writes transparent=0
CR4=0x00000000: osxmmexcpt osfxsr pce pge mce pae pse de tsd pvi vme

说明页目录表的基址为 0。看看其内容，“xp /68w 0”：

0x00000000 :  0x00001027  0x00002007  0x00003007  0x00004027
0x00000010 :  0x00000000  0x00024764  0x00000000  0x00000000
0x00000020 :  0x00000000  0x00000000  0x00000000  0x00000000
0x00000030 :  0x00000000  0x00000000  0x00000000  0x00000000
0x00000040 :  0x00ffe027  0x00000000  0x00000000  0x00000000
0x00000050 :  0x00000000  0x00000000  0x00000000  0x00000000
0x00000060 :  0x00000000  0x00000000  0x00000000  0x00000000
0x00000070 :  0x00000000  0x00000000  0x00000000  0x00000000
0x00000080 :  0x00ff3027  0x00000000  0x00000000  0x00000000
0x00000090 :  0x00000000  0x00000000  0x00000000  0x00000000
0x000000a0 :  0x00000000  0x00000000  0x00000000  0x00000000
0x000000b0 :  0x00000000  0x00000000  0x00000000  0x00ffb027
0x000000c0 :  0x00ff6027  0x00000000  0x00000000  0x00000000
0x000000d0 :  0x00000000  0x00000000  0x00000000  0x00000000
0x000000e0 :  0x00000000  0x00000000  0x00000000  0x00000000
0x000000f0 :  0x00000000  0x00000000  0x00000000  0x00ffa027
0x00000100 :  0x00faa027  0x00000000  0x00000000  0x00000000

页目录表和页表中的内容很简单，是 1024 个 32 位（正好是 4K）数。这 32 位中前 20 位是物理页框号，后面是一些属性信息（其中最重要的是最后一位 P）。其中第 65 个页目录项就是我们要找的内容，用“xp /w 0+64*4”查看：

0x00000100 :  0x00faa027

其中的 027 是属性，显然 P=1，其他属性实验者自己分析吧。页表所在物理页框号为 0x00faa，即页表在物理内存的 0x00faa000 位置。从该位置开始查找 3 号页表项，得到（xp /w 0x00faa000+3*4）：

0x00faa00c :  0x00fa7067

其中 067 是属性，显然 P=1，应该是这样。

物理地址

最终结果马上就要出现了！

线性地址 0x10003004 对应的物理页框号为 0x00fa7，和页内偏移 0x004 接到一起，得到 0x00fa7004，这就是变量 i 的物理地址。可以通过两种方法验证。

第一种方法是用命令“page 0x10003004”，可以得到信息：“linear page 0x10003000 maps to physical page 0x00fa7000”。

第二种方法是用命令“xp /w 0x00fa7004”，可以看到：

0x00fa7004 :  0x12345678

这个数值确实是 test.c 中 i 的初值。

现在，通过直接修改内存来改变 i 的值为 0，命令是： setpmem 0x00fa7004 4 0，表示从 0x00fa7004 地址开始的 4 个字节都设为 0。然后再用“c”命令继续 Bochs 的运行，可以看到 test 退出了，说明 i 的修改成功了，此项实验结束。

Linux 中的共享内存

Linux 支持两种方式的共享内存。一种方式是 shmopen()、mmap() 和 shmunlink() 的组合；另一种方式是 shmget()、shmat() 和 shmdt() 的组合。本实验建议使用后一种方式。

这些系统调用的详情，请查阅 man 及相关资料。

特别提醒：没有父子关系的进程之间进行共享内存，shmget() 的第一个参数 key 不要用 IPC_PRIVATE，否则无法共享。用什么数字可视心情而定。

在 Linux 0.11 中实现共享内存
获得空闲物理页面

实验者需要考虑如何实现页面共享。首先看一下 Linux 0.11 如何操作页面，如何管理进程地址空间。

在 kernel/fork.c 文件中有：

int copy_process(…)
{
  struct task_struct *p;
  p = (struct task_struct *) get_free_page();
  if (!p) return -EAGAIN;
  ……
}

函数 getfreepage() 用来获得一个空闲物理页面，在 mm/memory.c 文件中：

unsigned long get_free_page(void)
{
  register unsigned long __res asm("ax");
  __asm__("std ; repne ; scasb\n\t"
      "jne 1f\n\t"
      "movb $1,1(%%edi)\n\t"
      "sall $12,%%ecx\n\t"  //页面数*4KB=相对页面起始地址
      "addl %2,%%ecx\n\t"  //在加上低端的内存地址，得到的是物理起始地址
      "movl %%ecx,%%edx\n\t"
      "movl $1024,%%ecx\n\t"
      "leal 4092(%%edx),%%edi\n\t"
      "rep ; stosl\n\t"
      "movl %%edx,%%eax\n"  //edx 赋给 eax，eax 返回了物理起始地址
      "1:" :"=a" (__res) :"0" (0),"i" (LOW_MEM),"c" (PAGING_PAGES),
      "D" (mem_map+PAGING_PAGES-1):"di","cx","dx"); return __res;
}

static unsigned char mem_map [ PAGING_PAGES ] = {0,};

显然 getfreepage 函数就是在 mem_map 位图中寻找值为 0 的项（空闲页面），该函数返回的是该页面的起始物理地址。

地址映射

有了空闲的物理页面，接下来需要完成线性地址和物理页面的映射，Linux 0.11 中也有这样的代码，看看 mm/memory.c 中的 donopage(unsigned long address)，该函数用来处理线性地址 address 对应的物理页面无效的情况（即缺页中断），donopage 函数中调用一个重要的函数 getemptypage(address)，其中有：

unsigned long tmp=get_free_page();
put_page(tmp, address); //建立线性地址和物理地址的映射

显然这两条语句就用来获得空闲物理页面，然后填写线性地址 address 对应的页目录和页表。

寻找空闲的虚拟地址空间

有了空闲物理页面，也有了建立线性地址和物理页面的映射，但要完成本实验还需要能获得一段空闲的虚拟地址空闲。要从数据段中划出一段空间，首先需要了解进程数据段空间的分布，而这个分布显然是由 exec 系统调用决定的，所以要详细看一看 exec 的核心代码，doexecve（在文件 fs/exec.c 中）。在函数 doexecve（）中，修改数据段（当然是修改 LDT）的地方是 changeldt，函数 changeldt 实现如下：

static unsigned long change_ldt(unsigned long text_size,unsigned long * page)
{ 
  /*其中 text_size 是代码段长度，从可执行文件的头部取出，page 为参数和环境页*/
  unsigned long code_limit,data_limit,code_base,data_base;
  int i;

  code_limit = text_size+PAGE_SIZE -1; code_limit &amp;= 0xFFFFF000;  
  //code_limit 为代码段限长=text_size 对应的页数（向上取整）
  data_limit = 0x4000000; //数据段限长 64MB
  code_base = get_base(current->ldt[1]); data_base = code_base;

  //数据段基址=代码段基址
  set_base(current->ldt[1],code_base); set_limit(current->ldt[1],code_limit); 
  set_base(current->ldt[2],data_base); set_limit(current->ldt[2],data_limit);
  __asm__("pushl $0x17\n\tpop %%fs":: );
  data_base += data_limit; //从数据段的末尾开始

  for (i=MAX_ARG_PAGES-1 ; i>=0 ; i--) {  //向前处理
    data_base -= PAGE_SIZE;  //一次处理一页
    if (page[i]) put_page(page[i],data_base); //建立线性地址到物理页的映射
  }
  return data_limit;  //返回段界限
}

仔细分析过函数 change_ldt，想必实验者已经知道该如何从数据段中找到一页空闲的线性地址。《注释》中的图 13-6 也能给你很大帮助。