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在Linux操作系統(tǒng)中，頁表是一種非常重要的數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)。它被用來管理內(nèi)存的分配和釋放，同時也避免了內(nèi)存空間的重復(fù)使用。在許多情況下，我們需要獲得頁表的偏移量，以便進(jìn)行一些內(nèi)存管理操作。本文將會介紹如何在Linux中獲取頁表偏移量的方法。
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1. 什么是頁表
在介紹如何獲取頁表偏移量之前，首先需要了解什么是頁表?，F(xiàn)代電腦的內(nèi)存是由一系列固定大小的頁面組成的。而通常情況下，每個頁面都被安裝一個唯一的序列號，這個序列號被稱為頁幀號（PFN）。頁表是一種數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)，用來維護(hù)虛擬地址和物理地址之間的映射關(guān)系。虛擬地址為每個頁面分配了一個唯一的索引，這個索引被稱為虛擬頁面號（VPN）。當(dāng)應(yīng)用程序嘗試訪問一個虛擬地址時，操作系統(tǒng)會通過頁表將該虛擬頁面號映射到一個物理頁面號，然后再將該物理頁映射到實(shí)際的物理內(nèi)存地址。
2. 頁表偏移量的定義
頁表偏移量指的是一個頁面開頭距離頁表頭的距離。在Linux中，頁表信息存儲在內(nèi)核空間的頁表數(shù)組中。數(shù)組的基地址是一個結(jié)構(gòu)體pt_head，它包含一個指向頁表數(shù)組頭部的指針。假設(shè)想要訪問第n個頁表項，那么我們需要找到其在頁表數(shù)組中的偏移量，即：
offset = n * sizeof(struct page) – PAGE_OFFSET
其中PAGE_OFFSET是內(nèi)核空間的起始地址，而struct page是一個包含關(guān)于虛擬內(nèi)存頁面的信息的結(jié)構(gòu)體。我們可以將其定義在“include/linux/mm_types.h”文件中。
了解了頁表偏移量的概念之后，我們接下來可以介紹如何在Linux中獲取頁表偏移量。
3. 使用pfn_to_page函數(shù)
在Linux中，我們可以使用pfn_to_page函數(shù)來獲取虛擬頁面號（VPN）在頁表數(shù)組中的偏移量。該函數(shù)定義在“include/linux/mm_types.h”文件中。
pfn_to_page接收一個頁面號作為參數(shù)，并返回一個指向該頁面所在struct page結(jié)構(gòu)體的指針。 也就是說，pfn_to_page函數(shù)提供了一個從虛擬地址（或者PFN）到頁表數(shù)組索引的映射，因此它也是一個獲取頁表偏移量的重要函數(shù)。
下面給出一個示例程序，來說明如何使用pfn_to_page函數(shù)獲取頁表偏移量：
#include
int get_page_table_offset(unsigned long virt_addr) {
unsigned long pfn = virt_to_phys(virt_addr) >> PAGE_SHIFT;
struct page *page_ptr = pfn_to_page(pfn);
unsigned long offset = (unsigned long)page_ptr – (unsigned long)pt_head.page_table;
return offset / sizeof(struct page);
}
上述代碼中，get_page_table_offset函數(shù)接收一個虛擬地址，并通過virt_to_phys函數(shù)將其轉(zhuǎn)換為頁幀號。然后，它使用pfn_to_page函數(shù)獲取該頁面的struct page結(jié)構(gòu)體指針。它計算該頁面在頁表數(shù)組中的偏移量（以頁表項數(shù)量計算），并將其返回。
4. 結(jié)論
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參與吧！(答案非常不準(zhǔn)確，僅供參考)
頁式管理用以將線性地址轉(zhuǎn)化成物理地址，并對訪問權(quán)限進(jìn)行檢查。每個頁面都是一個大小為4KB的連續(xù)空間，并按4KB對齊。從80386開始，Intel處理器開始支持頁式管理，CR0寄存器的PG標(biāo)志位用來表示是否支持分頁。
1、標(biāo)準(zhǔn)分頁
i386采用二級分頁，其線性地址的結(jié)構(gòu)如下：
Dir
Page
Offset
其中，Dir有10位，表示頁表目錄項的下標(biāo)，指向一個頁表；Page有10位，表示一個具體頁表中的目錄項的下標(biāo)，指向一個物理頁面；Offset有12位，表示在物理頁面中的偏移量（單位為字節(jié)）。
i386中，從線性地址到物理地址的映射過程為：
（1）從CR3寄存器中取得頁目錄（頁目錄中包含1024條記錄，每個記錄4字節(jié)，正好為4KB，占用一個頁面）的基地址；
（2）以線性地址中的Dir為下標(biāo)，從目錄中取出相應(yīng)頁表的基地址；
（3）以線性地址中的Page為下標(biāo)，從頁表中取出相應(yīng)的頁面描述結(jié)構(gòu)；
（4）將頁面描述符中的基地址與線性地址中的Offset偏移量相加，獲得實(shí)際的物理地址。
2、頁描述表項
在i386中，頁目錄和頁表的結(jié)構(gòu)相同，頁描述表項的結(jié)構(gòu)如下：
Address
Avail
G
PS
D
A
PCD
PWT
U/S
R/W
P
其中，Address有20位，表示對應(yīng)頁表或頁的物理地址的高20位（由于頁總是按4KB對其，故低12位恒為0）；Avail有3位，供系統(tǒng)程序員使用；G只有1位，在頁目錄項中表示該頁是否為全局頁，在頁表項中忽略；PS只有1位，在頁表目錄項中為1表示為4MB的頁，為0表示為4KB的頁；D只有1位，在頁表目錄項中未使用，在頁表項中表示該頁是否氏盯讓山已被更改；A只有1位，表示該頁是否已被訪問過；PCD只有一位，表示該項是否禁止被緩存；PWT只有一位，為1表示使用write-through緩存策略，0表示使用write-back緩存策略；U/S只有一位，為1表示訪問該頁是否可以在用戶態(tài)下訪問；R/W只有一位，表示該項是否可寫；P只有1位，表示該項是否在內(nèi)存中。
如果要使用4MB的擴(kuò)展分頁，則要求CR4寄存器中的PSE標(biāo)志被置1。此時，系統(tǒng)僅采用一級分頁策略，線性地址前10位為頁表項，后22位為偏移量，且頁按4MB對齊，頁描述表項中Address僅有高10位有效。
3、物理地址擴(kuò)展（PAE）分頁機(jī)制
從Pentium Pro開始，Intel處理器的地址總線寬度增加到了36位，共支持訪問64GB的內(nèi)存。同時，Intel提供了PAE和頁大小擴(kuò)展（PSE-36）兩種機(jī)制用以將32位的線性地址轉(zhuǎn)化成36位的物理地址。其中，后者從Pentium III開始提供，且未在Linux內(nèi)核中使用。
要啟用PAE機(jī)制必須將CR4寄存器中的PAE標(biāo)志置位。PAE啟用后，處理器會對分頁機(jī)制做如下更改：
（1）將64GB的內(nèi)存空間劃分成2^24個不同頁面，頁表項的體積擴(kuò)展為64位，物理地址域擴(kuò)展為24位；
（2）引入新的更高一級頁表，稱為頁目錄指針表（PDPT），其中包含4個64位的項；
（3）CR3寄存器中包含27位的PDPT的高位地址（其低5位地址為0）；
（4）當(dāng)將線性地址映射到4KB的頁面時，CR3由高位到低位依次為2位PDPT索引，Array位頁目錄索引，Array位頁表索引，12位頁內(nèi)偏移；當(dāng)將線性地址映射到4KB的頁面時，CR3由高位到低位依次為2位PDPT索引，Array位頁目錄索引，21位頁內(nèi)偏移。
但是，PAE機(jī)制并未增大單個進(jìn)程能夠訪問的地址空間，僅僅將內(nèi)核能夠訪問的地址空間增加到了64GB。
4、Linux內(nèi)核中的分頁
Linux內(nèi)核對分頁機(jī)制的依賴性很強(qiáng)，其使用一種適合32位和64位結(jié)構(gòu)的通用分頁模型，該模型使用四級分頁，即頁全局目錄、頁上層目錄、頁中層目錄和頁表。
對于不同的體系結(jié)構(gòu)，Linux采用的四級頁表目錄的大小有所不同：對于i386而言，僅采用二級頁表，即頁上層目錄和頁中層目錄長度為0；對于啟用PAE的i386，采用了三級頁表，即頁上層目錄長度為0；對于64位體系結(jié)構(gòu)，可以采用三級或四級頁表，具體選擇由硬件決殲滑和定。
linux內(nèi)核中沒有分頁內(nèi)存嗎？是的，沒有，那么windows的內(nèi)核為何就有呢？畢竟不是一個家族不好做全方位的評判，我的結(jié)論就是linux上的任何的程序只將內(nèi)核作為一個平臺而不依賴內(nèi)核。這個事實(shí)的結(jié)果就是在linux內(nèi)核中不能分配過大的內(nèi)存，linux內(nèi)核中唯一可以分配大內(nèi)存的地方就是vmalloc區(qū)域，僅僅放松了對物理內(nèi)存連續(xù)的限制，在vmalloc中分配內(nèi)存只要求虛擬內(nèi)存連續(xù)，并且事實(shí)上最多只能分配128M的內(nèi)存，這是linux內(nèi)核中最寬松的限制了。
在linux中，一切功能都可以由用戶空間應(yīng)用程序來解決，就連殺毒程序也不例外，這是因?yàn)閘inux有強(qiáng)大的安全機(jī)制，單點(diǎn)驗(yàn)證機(jī)制，只要linux保證任何用戶不能隨意su到root權(quán)限就可以了，這事實(shí)上就是一個消除一切漏洞的行為，只要操作系統(tǒng)安全機(jī)制沒有漏洞，只要內(nèi)核沒有漏洞，那么一切惡意程序的得逞完全歸結(jié)于該惡意程序所利用的用戶空間應(yīng)用程序設(shè)計的不足，而且這件事在linux看來，內(nèi)核完全沒有必要過問，正如一個國家的機(jī)關(guān)只認(rèn)百姓的請求以及該請求的代理權(quán)限，只要認(rèn)證通過就給與服務(wù)而不再對別的情況加以過問，linux只是一個服務(wù)者罷了，它不喜歡任何額外的機(jī)制要靠內(nèi)核來完成，也就是說任何用戶都不要隨意動不動就用內(nèi)核實(shí)現(xiàn)一個機(jī)制，只要在用戶空間實(shí)現(xiàn)就好了。
看看windows下的殺毒程序這一簡單的使用內(nèi)核來完成的程序，正是由于windows不能保證復(fù)雜但是薄弱的用戶空間機(jī)制都是安全的，才會動用內(nèi)核來實(shí)現(xiàn)更高級別的安全管理，它沒有l(wèi)inux的那種簡單但是可以信賴的單點(diǎn)驗(yàn)證機(jī)制。正如微軟建議的那樣，在沒有別的辦法的時候請實(shí)現(xiàn)一個驅(qū)動程序，在DriverEntry中完成一切。既然微軟會建議程序員編寫內(nèi)核驅(qū)動，那么微軟的操作系統(tǒng)當(dāng)然也把內(nèi)核空間的開發(fā)開放給了程序員，于是DDK成了很大一部分人最后的救命稻草，既然將內(nèi)核驅(qū)動的開發(fā)開放給了程序員，那么如何使用內(nèi)存就不應(yīng)該有任何限制，再者windows希望用一種簡單一致的機(jī)制管理所有的不管是用戶空間還是內(nèi)核空間的內(nèi)存，于是內(nèi)核空間的內(nèi)存管理和用戶空間的內(nèi)存管理大體上沒有區(qū)別，都可以使用分頁內(nèi)存，說一句可能讓windows的粉絲不愿意聽的話：我們windows實(shí)現(xiàn)的不是很安全，所以你們可以用內(nèi)核這個更高級別的執(zhí)行緒以權(quán)勢壓人。反觀linux，開源的linux難道沒有將內(nèi)核開放給程序員嗎？不，絕對的開放，看看lkml的熱鬧程度吧！但是不同的是，linux下開發(fā)內(nèi)核是完全為了內(nèi)核本身的機(jī)制擴(kuò)展而不涉及任何用戶策略，linux的內(nèi)核和用戶應(yīng)用分得比較開，不信你去內(nèi)核郵件列表去問一個應(yīng)用的問題，看看有沒有人罵。
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標(biāo)題名稱：Linux中獲取頁表偏移的方法(linux獲取頁表偏移)
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