Add a system call that get physical addr. from virtual addr.

# Intro **2024 Fall NCU Linux OS Project 1** * Add a system call that get physical addresses from virtual addresses * 介紹 `copy_from_user` 及 `copy_to_user` 使用方法 * 使用Copy on Write 機制來驗證system call 正確呼叫 * 介紹 Demand Paging 在 memory 中的使用時機 Demo問題可參考[這篇](https://hackmd.io/@gary7102/ByQDR51M1e)，[github](https://github.com/gary7102/Linux-add-a-system-call.git) **Environment** ``` OS: Ubuntu 22.04 ARCH: X86_64 Kernel Version: 5.15.137 ``` # `copy_from_user` 及 `copy_to_user` ## copy_from_user 根據[bootlin](https://elixir.free-electrons.com/linux/v5.15.137/source/include/linux/uaccess.h#L189) ```c unsigned long copy_from_user(void *to, const void __user *from, unsigned long n); ``` 這個函數的功能是將user space的資料複製到kernel space。其中: `to`: 目標位址，是kernel space中的一個指標，用來存放從user space 複製過來的資料。 `from`:來源位址，是user space中的一個指標，指向需要被複製的資料(ex: point to virtual address)。 `n`: 要傳送資料的長度傳回值: 0 on success, or the number of bytes that could not be copied. ## copy_to_user ```c unsigned long copy_to_user(void __user *to, const void *from, unsigned long n); ``` 這個函數的功能是將kernel space的資料複製到user space variable。其中: `to`: 目標地址(user space) `from`: 複製地址(kernel space) `n`: 要傳送資料的長度傳回值: 0 on success, or the number of bytes that could not be copied. ## Purpose * Prevents crashes due to invalid memory access. * Maintains security by ensuring memory access respects user-space permissions. * Enables error handling by providing feedback on failed memory operations. :::success 這兩個 function 都是在 kernel space 中使用 ::: ## Example **新增一個system call 作為範例** ```c=1 #include <linux/kernel.h> #include <linux/syscalls.h> #include <linux/uaccess.h> // For copy_from_user and copy_to_user SYSCALL_DEFINE2(get_square, int __user *, input, int __user *, output) { int kernel_input; int result; // Copy the input value from user space to kernel space if (copy_from_user(&kernel_input, input, sizeof(int))) { return -EFAULT; // Return error if copy fails } // Calculate the square result = kernel_input * kernel_input; // Copy the result back to user space if (copy_to_user(output, &result, sizeof(int))) { return -EFAULT; // Return error if copy fails } return 0; // Return success } ``` **User code** ```c=1 #include <stdio.h> #include <sys/syscall.h> #include <unistd.h> #include <errno.h> int main() { int input; int output; printf("Enter an integer: "); if (scanf("%d", &input) != 1) { fprintf(stderr, "Invalid input\n"); return 1; } // Call the system call with pointers to input and output long result = syscall(451, &input, &output); if (result == -1) { perror("syscall failed"); }else{ printf("Input: %d, Output (Square): %d\n", input, output); } return 0; } ``` line 17傳入`&input`及`&output`，分別對應system call 的`int __user *, input`及`int __user *, output`，若正確複製則回傳值為0 而user space的`output`已經在`copy_to_user()`時寫入新資料。 **執行結果 :** ![image](https://hackmd.io/_uploads/HyF41Ysl1g.png) system call 正確呼叫且輸出計算結果 # 實作system call ## Page Table in Linux Page table 一般來說可以分為兩種結構，32 bit cpu使用4-level(10-10-12)或是 64 bit cpu使用5-level(9-9-9-9-12，加起來只有 48 因為最高的 16 位是sign extension)的架構，但也有3-level的結構，這可以透過 config 內的 `CONFIG_PGTABLE_LEVELS` 設定，基本上是基於處理器架構在設定的 - **Structure of page tables** - PGD (Page Global Directory) - P4D (Page 4 Directory，5-level 才有) - PUD (Page Upper Directory) - PMD (Page Middle Directory) - PTE （page table entry）使用4-level page table 為例: ![linux_paging](https://hackmd.io/_uploads/rkIiRAVxJx.jpg) 可以看到Page table的base address 是存放在 CR3（又稱 PDBR，page directory base register）這個register，存放的是**physical address**。但我們需要的是他的virtual address，因此，使用 `task_struct->mm->pgd` 內儲存的則是 Process Global Directory(PGD) 的virtual address， **補充：** 甚麼是`task_struct`及`mm_struct`可以參考下方 [what is mm_struct?](#mm_struct) 每個process有各自的page table，每當context switch發生時，CR3會載入新的page table base addr.，且CR3寫入時，TLB會被自動刷新，避免用到上一個process之TLB。因此要從logical address轉換為physical address，需要一層一層下去查表，順序為: `pgd_t` -> `p4d_t` -> `pud_t` -> `pmd_t` -> `pte_t` 其中舉例，若要查`p4d`的base address則需要`pgd_t + p4d_index` ``` c=1 pgd_t *pgd; p4d_t *p4d; pgd = pgd_offset(current->mm, vaddr); p4d = p4d_offset(pgd, vaddr); ``` 同理，若要查`pte`的base address則需要`pmd_t + ptd_index` ```c ptd_t *pte; pte = pte_offset(pmd, vaddr); ``` 我們可以直接到 [bootlin](https://elixir.bootlin.com/linux/v5.15.137/source/include/linux/pgtable.h#L88) 中看到這些offset function 的實作細節 ```c // include/linux/pgtable.h line 88 #ifndef pte_offset_kernel static inline pte_t *pte_offset_kernel(pmd_t *pmd, unsigned long address) { return (pte_t *)pmd_page_vaddr(*pmd) + pte_index(address); } #define pte_offset_kernel pte_offset_kernel #endif //... // line 106 /* Find an entry in the second-level page table.. */ #ifndef pmd_offset static inline pmd_t *pmd_offset(pud_t *pud, unsigned long address) { return pud_pgtable(*pud) + pmd_index(address); } #define pmd_offset pmd_offset #endif #ifndef pud_offset static inline pud_t *pud_offset(p4d_t *p4d, unsigned long address) { return p4d_pgtable(*p4d) + pud_index(address); } #define pud_offset pud_offset #endif static inline pgd_t *pgd_offset_pgd(pgd_t *pgd, unsigned long address) { return (pgd + pgd_index(address)); }; /* * a shortcut to get a pgd_t in a given mm */ #ifndef pgd_offset #define pgd_offset(mm, address) pgd_offset_pgd((mm)->pgd, (address)) #endif ``` 對應到前一張圖，找到前一層的Directory offset再加上當前Directory的 index，一層一層去找不過發現`p4d_offset`的實作細節沒有出現在這，但是`pud_offset`傳入的參數卻是`p4d_t *p4d`，後來在`arch/x86/include/asm/pgtable.h line 926`中找到 ```c // arch/x86/include/asm/pgtable.h line 926 /* to find an entry in a page-table-directory. */ static inline p4d_t *p4d_offset(pgd_t *pgd, unsigned long address) { if (!pgtable_l5_enabled()) return (p4d_t *)pgd; return (p4d_t *)pgd_page_vaddr(*pgd) + p4d_index(address); } ``` 根據上述對linux中page table介紹，便可以寫出page table walk 的程式碼 ## Page Table walk 實作新增一個檔案叫 `project1.c`，路徑為 `kernel/project1.c` :::spoiler 範例 ```c #include <linux/syscalls.h> #include <linux/mm.h> #include <linux/highmem.h> #include <linux/sched.h> #include <linux/pid.h> #include <linux/mm_types.h> #include <asm/pgtable.h> SYSCALL_DEFINE2(my_get_physical_addresses, void *, user_vaddr, unsigned long *, user_paddr) { unsigned long vaddr; unsigned long paddr = 0; pgd_t *pgd; p4d_t *p4d; pud_t *pud; pmd_t *pmd; pte_t *pte; unsigned long page_addr = 0; unsigned long page_offset = 0; // Copy the virtual address from user space to kernel space if (copy_from_user(&vaddr, user_vaddr, sizeof(unsigned long))) { printk("Error: Failed to copy virtual address from user space\n"); return -EFAULT; } // Get the PGD (Page Global Directory) for the current process pgd = pgd_offset(current->mm, vaddr); if (pgd_none(*pgd) || pgd_bad(*pgd)) { printk("PGD entry not valid or not present\n"); return -EFAULT; // #define EFAULT 14 /*Bad address*/ } // Get the P4D (Page 4 Directory) p4d = p4d_offset(pgd, vaddr); if (p4d_none(*p4d) || p4d_bad(*p4d)) { printk("P4D entry not valid or not present\n"); return -EFAULT; } // Get the PUD (Page Upper Directory) pud = pud_offset(p4d, vaddr); if (pud_none(*pud) || pud_bad(*pud)) { printk("PUD entry not valid or not present\n"); return -EFAULT; } // Get the PMD (Page Middle Directory) pmd = pmd_offset(pud, vaddr); if (pmd_none(*pmd) || pmd_bad(*pmd)) { printk("PMD entry not valid or not present\n"); return -EFAULT; } // Get the PTE (Page Table Entry) pte = pte_offset_kernel(pmd, vaddr); if (!pte_present(*pte)) { printk("Page not present in memory\n"); return -EFAULT; } // Compute physical address from PTE page_addr = pte_val(*pte) & PTE_PFN_MASK; page_offset = vaddr & ~PAGE_MASK; paddr = page_addr | page_offset; // Copy the result back to user space if (copy_to_user(user_paddr, &paddr, sizeof(unsigned long))) { printk("Error: Failed to copy physical address to user space\n"); return -EFAULT; } return 0; } ``` ::: ## 地址轉換trace code: ### 第一層轉換PGD: >目標 : 回傳PGD entry的virtual address **程式碼:** ```c pgd = pgd_offset(current->mm, vaddr); ``` **trace code:** ![image](https://hackmd.io/_uploads/Bku2LGAb1e.png) ![image](https://hackmd.io/_uploads/S11p8fAWJg.png) 由`current->mm->pgd`找出PGD的base address再加上`pgd_index` 計算出pgd entry的虛擬位置，回傳指標。 :::success ### How to get `pgd_index`? 根據 [bootlin](https://elixir.bootlin.com/linux/v5.15.137/source/include/linux/pgtable.h#L85) ```c #ifndef pgd_index /* Must be a compile-time constant, so implement it as a macro */ #define pgd_index(a) (((a) >> PGDIR_SHIFT) & (PTRS_PER_PGD - 1)) #endif ``` 其中 * `#define pgd_index(a)`：定義 `pgd_index` Macro，接受一個參數 `a`，代表一個virtual address * `(((a) >> PGDIR_SHIFT) & (PTRS_PER_PGD - 1))`：這是用來計算 `a` 在 PGD 中的index的表達式。 **舉例：** 在x86_64架構的 `PGDIR_SHIFT` 為 39 (48 - 9)，且`PTRS_PER_PGD` 為 512，那麼 `pgd_index(a)` 的操作流程如下： * 將虛擬地址 `a` 右移 39 位，提取出對應 PGD 的高位部分 * 將結果與 `511`（`PTRS_PER_PGD - 1`）做 bitwise `&`，確保index在有效範圍內得到的結果即為 virtual address `a` 的 `pgd_index`，並且可以依此類推到 `p4d_index`、`pud_index`、`pmd_index`及`pte_index`的計算方法 ::: ### 第二層轉換P4D(p4d僅5 level轉換時啟用，此處會值接回傳傳入的pgd *) **程式碼:** ```c p4d = p4d_offset(pgd, vaddr); ``` **trace code:** `//arch/x86/include/asm/pgtable.h line 926)` ![image](https://hackmd.io/_uploads/HyqCLfAWke.png) 其中`pgtable_l5_enabled()` check whether 5-level page table is enabled。因此如果系統使用的是4-level，則無需存取 `p4d_t`，且直接回傳以`(p4d_t*) pgd`，也就是說在4-level下 `pgd = p4d` 相同道理，3-level下 `pgd = p4d = pud` ### 第三層轉換PUD >目標 : 使用*pgd與pud index找到之PUD entry的virtual address **程式碼:** ```c pud = pud_offset(p4d, vaddr); ``` **trace code:** ```c //arch/x86//include/linux/pgtable.h Line:115 #ifndef pud_offset static inline pud_t *pud_offset(p4d_t *p4d, unsigned long address) { return p4d_pgtable(*p4d) + pud_index(address); } ``` ![image](https://hackmd.io/_uploads/SJlWDG0bkx.png) ![image](https://hackmd.io/_uploads/BynZPfR-ye.png) 這裡先用macro判斷CONFIG_PGTABLE_LEVELS是否大於4(p4d table是否有真正使用) 在我們情況下使用4 level轉換，故實際function為下方349行而非337行。 `/ arch / x86 / include / asm / pgtable_types.h` ![image](https://hackmd.io/_uploads/Hkym9MRZJx.png) ![image](https://hackmd.io/_uploads/ry2Q9fAZye.png) **此處的查詢使用的pgd entry為第一層轉換出來(p4d=pgd)，透過virtual address來指向一個pgd entry的pointer** ### __va() trace code: `/ arch / x86 / include / asm / page.h` ![image](https://hackmd.io/_uploads/ryNswz0Zyg.png) 透過將physical address加上`PAGE_OFFSET`，也就是加上kernel space virtual address的啟始位置藉此得到透過偏移量轉換的virtual address. ![image](https://hackmd.io/_uploads/BJDTAzA-yx.png) ### 第四層轉換PMD >目標 : 使用*pud與pmd index找到之PMD entry的virtual address **程式碼:** ```c pmd = pmd_offset(pud, vaddr); ``` **trace code:** ```c //arch/x86//include/linux/pgtable.h line 106 /* Find an entry in the second-level page table.. */ #ifndef pmd_offset static inline pmd_t *pmd_offset(pud_t *pud, unsigned long address) { return pud_pgtable(*pud) + pmd_index(address); } #define pmd_offset pmd_offset ``` ![image](https://hackmd.io/_uploads/HyCovzRWke.png) 這裡傳入的pud是透過virtual address指向一個pud entry ![image](https://hackmd.io/_uploads/ryxTvMAZyx.png) 可以看到這裡一樣會檢查判斷CONFIG_PGTABLE_LEVELS是否大於3(pud table是否有啟用) ![image](https://hackmd.io/_uploads/Bk3Tvf0bJg.png) 這裡因為我們`CONFIG_PGTABLE_LEVELS = 4`，故執行的是363行而不是375行的`native_pud_val()` ### 第五層轉換PTE >目標 : 使用*pmd與pte index找到之PTE entry的virtual address **程式碼:** ```c pte = pte_offset_kernel(pmd, vaddr); ``` **trace code:** ```c // include/linux/pgtable.h line 88 #ifndef pte_offset_kernel static inline pte_t *pte_offset_kernel(pmd_t *pmd, unsigned long address) { return (pte_t *)pmd_page_vaddr(*pmd) + pte_index(address); } #define pte_offset_kernel pte_offset_kernel #endif ``` `/ arch / x86 / include / asm / pgtable.h` ![image](https://hackmd.io/_uploads/BJ2CvfRb1x.png) ### 由PTE table找到實體記憶體位置 >目標 : 由*pte與pte index找到pte entry中存放的physical address **程式碼:** ```c page_addr = pte_val(*pte) & PTE_PFN_MASK; page_offset = vaddr & ~PAGE_MASK; paddr = page_addr | page_offset; ``` **trace code:** ![image](https://hackmd.io/_uploads/Syay_GAZ1e.png) ![image](https://hackmd.io/_uploads/SkQlOGAWJx.png) 這裡透過的`pte_val()`得到pte table entry中的內容。 ## 計算physical address :::success **以實際例子介紹line 64~66** **新增test.c** ```c #include <stdio.h> #include <sys/syscall.h> /* Definition of SYS_* constants */ #include <unistd.h> void * my_get_physical_addresses(void *vaddr_of_a){ unsigned long paddr; long result = syscall(450, &vaddr_of_a, &paddr); return (void *)paddr; }; int main() { int a = 10; printf("Virtual addr. of arg a = %p\n", &a); printf("Physical addr. of arg a = %p\n", my_get_physical_addresses(&a)); } ``` **結果:** ![image](https://hackmd.io/_uploads/HyFZkBsZkx.png) **使用dmesg來查看kernel內的訊息** ![image](https://hackmd.io/_uploads/ryaNJriWkl.png) ![image](https://hackmd.io/_uploads/r1iZv-IWJe.png) 可以看到virtual address = `0x7fffd5bd1544`， `pte_val(*pte)` = PTE base address = `0x8000000093567867` 另外，`PTE_PFN_MASK` = `0x0000FFFFFFFFF000`因為page size 為 4KB，且**保留了bit 12 到 51 的部分（總共 40 bit），可參考上圖**，或是最下方[physical memory範圍](##physical_memory範圍) ```c=64 page_addr = pte_val(*pte) & PTE_PFN_MASK; ``` 得`page_addr` = `0x8000000093567867 ` & `0x0000FFFFFFFFF000` = `0x93567000` `page_addr` 為 **base address of the physical page frame** ```c=65 page_offset = vaddr & ~PAGE_MASK; ```` `page_offset` = `0x7fffd5bd1544` & `0x0000000000000FFF` = `0x544` 得到 **physical page frame的offset** ```c=66 paddr = page_addr | page_offset; ``` 最後 physical address = `0x93567000` | `0x544` = `0x93567544` **簡單來說，其實就只是需要先算出page frame address再和offset 相加而已，只不過是使用 bitwise`&` 及 `|` 來計算出結果** ::: :::warning 因為使用 `copy_from_user()`因此必須傳入pointer of of virtual address of `a`，所以即使 `my_get_physical_addresses(void *vaddr_of_a)`中的`*vaddr_of_a`已經是pointer，但是在呼叫system calls時，`long result = syscall(450, &vaddr_of_a, &paddr);` 需要傳送的參數是`&vaddr_of_a`(i.e. pointer of of virtual address of `a`) ::: ## Add system call **1. Modified Makefile** 修改 `kernel/Makefile`，增加 `project1.o` ``` obj-y = fork.o exec_domain.o panic.o \ cpu.o exit.o softirq.o resource.o \ sysctl.o capability.o ptrace.o user.o \ signal.o sys.o umh.o workqueue.o pid.o task_work.o \ extable.o params.o \ kthread.o sys_ni.o nsproxy.o \ notifier.o ksysfs.o cred.o reboot.o \ async.o range.o smpboot.o ucount.o regset.o \ project1.o \ ``` 使得在編譯時也會編譯到`project1`這個檔案 **2. Modified syscall Table** 要新增自己的 system call，打開`arch/x86/entry/syscalls/syscall_64.tbl` 在第 374 行後面新增自己的 system call： ``` 450 common my_get_physical_addresses sys_my_get_physical_addresses ``` 這行有四個部分，每項之間由空白或 tab 隔開，它們代表的意義是： * `450` system call number，在使用系統呼叫時要使用這個數字 * `common` 支援的 ABI，只能是 64、x32 或 common，分別表示「只支援 amd64」、「只支援 x32」或「都支援」 * `my_get_physical_addresses` system call 的名字 * `sys_my_get_physical_addresses` system call 對應的實作，kernel 中通常會用 sys 開頭來代表 system call 的實作 `syscall_64.tbl` 這個檔案會在編譯階段被讀取後轉為 header file 檔案位於: `arch/x86/include/generated/asm/syscalls_64.h`： ![image](https://hackmd.io/_uploads/rJE4StogJl.png) **3. Modified `syscalls.h`** 將 syscall 的原型添加進檔案 (`#endif` 之前) 路徑為: `include/linux/syscalls.h` ![image](https://hackmd.io/_uploads/HyH4IFoeJg.png) 這定義了我們system call的prototype，`asmlinkage`代表我們的參數都可以在stack裡取用，當 assembly code 呼叫 C function，並且是以 stack 方式傳參數時，在 C function 的 prototype 前面就要加上 `asmlinkage` # Compile Kernel 請參考 [add a system call](https://hackmd.io/aist49C9R46-vaBIlP3LDA?view) # Copy on Write * **Copy on write:** allows multiple processes to share the same physical memory until one intends to modify it. ![螢幕擷取畫面 2024-11-08 154515](https://hackmd.io/_uploads/Hy8Qzrsb1l.png) 可以看到程式執行時，parent process、child process中 `global_a` 的physical memory都是共用的，直到`global_a`被改動之後，os會分配新的physical memory 給改動的process，也因此驗證了system call 確實有正確呼叫 # Loader 進入這章節前，先快速介紹Linux 中的Demand paging機制，可以對應到老師之前介紹的lazy allocation，不過lazy allocation相對廣義一些，demand paging 單純在memory 中使用 * __Demand Paging__: pages of a process's memory are loaded into physical memory __only when they are actually needed__(ex: when the process tries to access them) 簡單來說，並不是一開始所有的virtual address都有對應到physical address，而是等到需要使用(access)時才載入到physical memory 因此，以**process是否access the item**作為區分，可以分為下列幾種情況: ## case 1: Array store in bss segment ```c // global variable int a[2000000]; // store in bss segment, // same as int a[2000000] = {0}; ``` **執行結果:** ![image](https://hackmd.io/_uploads/Hy2hMHjZJg.png) 可以看到，存放在 bss segment 的 array， Load到memory中的只有到 `a[1007]`，之後就沒有load 進memory，因此沒有分配physical memory ## case 2: Array store in data segment ```c // global variable int a[2000000] = {1}; // initialized variable, store in Data segment ``` **執行結果:** ![image](https://hackmd.io/_uploads/H1g4XBsWJe.png) 可以看到，因為第一個element有被預設初始值，因此array `a`會預先載入幾個page至memory中，but only few page store in memory, 剩下尚未存取的需要透過page fault來載入至memory，因此印至 `a[15351]`便停止 **補充:** 因為load至`a[15351]`，所以我想試看看預先存取`a[15352]` 產生page fault並將其load入physical memory，看看有甚麼結果 ```c a[15352] = 1; // occur page fault, load to phy_mem ``` **執行結果:** ![image](https://hackmd.io/_uploads/SJhooBsWJl.png) 可以看到 load 到`a[16375]`結束，而`a[16376]`尚未存取，因此可得： ``` 16375 - 15351 = 1024 ``` 因為page size = 4KB，且一個int 4 bytes，而我們使用64位元架構，因此page table entries size = 8 bytes(存兩個int element = 8 bytes)，因此：$$\dfrac{4KB}{8B} = \dfrac{2^{12}}{2^3} = 2^9 = 512$$ 證明也是64位元架構page table entries 為512個由此證明老師上課講解的內容 ## case 3: loop through array ```c // in local for(int i=0; i<2000000; i++) { a[i] = 0; //pre-accessing the array } ``` **執行結果:** ![image](https://hackmd.io/_uploads/B1CRwyBg1g.png) In this particular case，不管是定義在Data segment or BSS segment，透過迴圈存取每個element，會造成page fault 並強迫load into memory，因此陣列中每個element 都有分配到各自的physical address # Note ## BSS segment vs Data segment BSS segment 存放的資料為 **uninitialized global variable (initialized with 0)** 或是 **uninitialized static variable**，而存放在bss segment和data segment的差別可以從[case 1](##case1)及[case 2](##case2)看到，data segement中的資料會在程式載入時會**立即分配頁面**，因此分配到的記憶體更多 ``` // global variables int a[100]; // bss segment int a[100] = {0}; // bss segment static int global_var2; // bss segment int a[100] = {1}; // Data segment ``` ``` 變數宣告位置是否初始化存放區段全域變數未初始化 .bss segment 全域變數有初始化 .data segment 靜態變數（static）未初始化 .bss segment 靜態變數（static）有初始化 .data segment 區域變數（local）不論是否初始化 Stack（堆疊）區域 ``` ## mm_struct **What is `mm_struct`?** task_struct 被稱為 process descriptor，因為其記錄了這個 process所有的context(ex: PID, scheduling info)，其中有一個被稱為 memory descriptor的結構 `mm_struct`，記錄了Linux視角下管理process address的資訊(ex: page tables)。 ![30528e172c325228bf23dec7772f0c73](https://hackmd.io/_uploads/SkgMiSY1Jg.png) 圖源: [Linux源码解析-内存描述符（mm_struct）](https://blog.csdn.net/tiankong_/article/details/75676131) 因此 `struct mm_struct *mm = current->mm;` 指的是存取目前process的memory management 資訊 By assigning `current->mm` to this pointer, now can access to the memory-related information (ex: page tables) for the process that is running the system call. **What is `task_struct`?** 根據 [bootlin](https://elixir.bootlin.com/linux/v5.15.137/source/include/linux/sched.h#L721) 在 Linux 中，Process Descriptor的data structure是 `task_struct`，每個正在運行或等待的process都對應一個 `task_struct` 其中比較常見的有: ```c struct task_struct { pid_t pid; // process ID pid_t tgid; // thread ID long state; // process state struct mm_struct *mm; // memory descriptor struct files_struct *files; // 文件描述符 struct fs_struct *fs; // 文件系統信息 int prio; // 優先級 struct cred *cred; // 權限信息 struct signal_struct *signal; // 信號處理 // ... }; ``` ## SYSCALL_DEFINE **What is `SYSCALL_DEFINE2`?** 根據 [bootlin](https://elixir.bootlin.com/linux/v5.15.137/source/include/linux/syscalls.h#L217)定義: ```c #define SYSCALL_DEFINE1(name, ...) SYSCALL_DEFINEx(1, _##name, __VA_ARGS__) #define SYSCALL_DEFINE2(name, ...) SYSCALL_DEFINEx(2, _##name, __VA_ARGS__) #define SYSCALL_DEFINE3(name, ...) SYSCALL_DEFINEx(3, _##name, __VA_ARGS__) #define SYSCALL_DEFINE4(name, ...) SYSCALL_DEFINEx(4, _##name, __VA_ARGS__) #define SYSCALL_DEFINE5(name, ...) SYSCALL_DEFINEx(5, _##name, __VA_ARGS__) #define SYSCALL_DEFINE6(name, ...) SYSCALL_DEFINEx(6, _##name, __VA_ARGS__) #define SYSCALL_DEFINE_MAXARGS 6 ``` 其中`SYSCALL_DEFINE1(name, ...)` 中的 * `1`表示system call 參數的個數，依此類推2、3、4、5、6 表示參數個數 * `name` 表示系統呼叫system call的名字而後面的 `SYSCALL_DEFINEx(1, _##name, __VA_ARGS__)` 中的 * `_##name` 是一個預處理器拼接操作，會將 `_` 和 `name` 組合成一個標識符，例如，如果kernel中使用了 ``` SYSCALL_DEFINE1(my_get_physical_addresses, void *ptr) ``` 則這個 Macro 會展開為： ``` asmlinkage long sys_my_get_physical_addresses(void *ptr); ``` * `__VA_ARGS__` 代表傳入的參數 ## How does the kernel set register `cr3` refrence: [stackoverflow](https://stackoverflow.com/questions/45239165/how-does-the-kernel-set-register-cr3) Stackoverflow Reply: the page tables are found in kernel address space and the kernel keeps a close track of the virtual->physical mapping there. Linux differentiates between two types of virtual addresses in the kernel: Kernel virtual addresses - which can map (conceptually) to any physical address; and Kernel logical addresses - which are virtual addresses that have a linear mapping to physical addresses The kernel places the page tables in logical addresses, so you only need to focus on those for this discussion. Mapping a logical address to its corresponding physical one requires only the subtraction of a constant (see e.g. the __pa macro in the Linux source code). For example, on x86, physical address 0 corresponds to logical address 0xC0000000, and physical address 0x8000 corresponds to logical address 0xC0008000. So once the kernel places the page tables in a particular logical address, it can easily calculate which physical address it corresponds to. kernel有兩種虛擬記憶體機制:Kernel virtual addresses與Kernel logical addresses，page table存放區域使用的是Kernel logical addresses機制(簡單的偏移量關係可以實現更快速的虛擬位置實體位置轉換)。透過bootlin trace code: 轉換kernel logical address至physical address是透過__pa() `/ arch / x86 / include / asm / page.h` ![image](https://hackmd.io/_uploads/B1vQtMR-Jg.png) 繼續進行trace code ![image](https://hackmd.io/_uploads/S1QEKfCWJe.png) page_32.h中 ![image](https://hackmd.io/_uploads/SyBBKG0bJx.png) 在32位元中__pa()透過將physical address減去PAGE_OFFSET page_64.h中 ![image](https://hackmd.io/_uploads/rJkIYfA-ke.png) ![image](https://hackmd.io/_uploads/Hy48YGAWkg.png) 當 x < y 時，這表示 x 是一個低於內核映射起始地址的虛擬地址。這種情況下，y 會是一個負值（在無符號長整型中，這會導致進位）。為了計算出正確的物理地址，我們需要將 (__START_KERNEL_map - PAGE_OFFSET) 加到 y 上。 __START_KERNEL_map 是內核映射的起始地址，而 PAGE_OFFSET 是內核虛擬地址空間的偏移量。通過將 (__START_KERNEL_map - PAGE_OFFSET) 加到 y 上，我們可以得到一個正確的物理地址，這樣可以確保計算出的物理地址是正確的。撰寫x = y + (__START_KERNEL_map - PAGE_OFFSET);是為了讓系統可以兼容使用PAGE_OFFSET機制而不是__START_KERNEL_map機制來轉換virtual address的程式 ## `CR2`暫存器作用? CR2 暫存器的作用：在x86架構下，當發生頁錯（page fault）時，處理器會自動將導致頁錯的虛擬地址寫入 cr2 暫存器。這個虛擬地址就是系統試圖存取但未映射到物理內存的地址。 Page Fault 處理流程：當頁表條目（page table entry，PTE）中的 present 位（flag）為 0 時，表示該頁未映射到物理內存，因此會觸發頁錯中斷（page fault）。頁錯處理程式（page fault handler）會讀取 cr2 中的虛擬地址，從而知道是哪個地址引發了頁錯。內核在頁錯處理過程中可能會在物理內存中找到一個可用的頁框，然後從磁碟（或其他二級存儲）將需要的頁面內容載入到這個頁框中。最後，內核使用 cr2 中的虛擬地址來更新相應的頁表條目，使該虛擬地址映射到剛載入的物理頁框，並將 present 標誌設為 1，以便未來的訪問不會再觸發頁錯。 # Problems ## physical_memory範圍 假設我們給予8GB 記憶體空間，那麼8GB = 8,589,934,592 Bytes = 0x2 0000 0000 因此最高能分配到的記憶體位置為 0x1 FFFF FFFF ![image](https://hackmd.io/_uploads/rJlIAySe1l.png) 以上圖為例，physical address 明顯超出記憶體範圍，原因如下圖所述，並不是所有的bit都為實體記憶體位址，前面0x8000...都是NX bit或是其他功能，所以必須在計算physical address時使用`PTE_PFN_MASK`過濾掉第52 bits以上及後面12 bits，得到的才是實際physical frame number，加上offset 才會是physical address ![image](https://hackmd.io/_uploads/r1iZv-IWJe.png) # Referenced * [linux系统中copy_to_user()函数和copy_from_user()函数的用法](https://blog.csdn.net/bhniunan/article/details/104088763) * [where is base register of page table?](https://www.csie.ntu.edu.tw/~wcchen/asm98/asm/proj/b85506061/chap2/paging.html) * [定址方式](https://www.csie.ntu.edu.tw/~wcchen/asm98/asm/proj/b85506061/chap2/overview.html) * [實作一個回傳物理位址的系統呼叫](https://hackmd.io/@Mes/make_phy_addr_syscall#%E4%BF%AE%E6%94%B9-syscall_64tbl) * [add a system call to kernel (v5.15.137)](https://hackmd.io/aist49C9R46-vaBIlP3LDA?view#add-a-system-call-to-kernel-v515137) * [Kernel 的替換 & syscall 的添加](https://satin-eyebrow-f76.notion.site/Kernel-syscall-3ec38210bb1f4d289850c549def29f9f) * [關於Linux尋址及page table的一些細節](https://www.cnblogs.com/QiQi-Robotics/p/15630380.html) * [SYSCALL_DEFINEx宏源码解析](https://blog.csdn.net/qq_41345173/article/details/104071618) * [Linux Kernel](https://hackmd.io/@eugenechou/H1LGA9AiB#Project-1)

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19^th^	19^th
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```javascript var i = 0; ```	`var i = 0;`
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