内核空间和用户空间的区别是什么？

地址空间的最大大小取决于 CPU 上地址寄存器的长度。

在具有32位地址寄存器的系统上，地址空间的最大大小为2³²字节，即4GiB。 类似地，在64位系统上，可以寻址2⁶⁴字节。

这样的地址空间称为 虚拟存储器或 虚拟地址空间虚拟地址空间。它实际上与物理 RAM 大小无关。

在 Linux 平台上，虚拟地址空间分为内核空间和用户空间。

一个特定于体系结构的常量 任务规模限制任务规模限制，或者 TASK_SIZE，标记了分离发生的位置:

• 地址范围从0到 TASK_SIZE-1分配给用户空间;

• 从 TASK_SIZE到2³²-1(或2⁶⁴-1)的其余部分被分配给内核空间。

例如，在一个特定的32位系统上，用户空间可以占用3GiB，内核空间可以占用1GiB。

类Unix系统中的每个应用程序/程序都是一个进程，每个进程都有一个称为唯一标识符的进程ID (或简称为 进程 ID，即 PID)。Linux 提供了两种创建进程的机制: 1。fork()系统调用，或2。exec()呼叫。

内核线程是一个轻量级进程，也是一个正在执行的程序。 一个进程可能由几个线程组成，这些线程共享相同的数据和资源，但是在程序代码中采用不同的路径。Linux 提供了一个 clone()系统调用来生成线程。

使用内核线程的例子有: 内存数据同步，帮助调度器在 CPU 之间分配进程，等等。

CPU 环是最明显的区别

在 x86保护模式下，CPU 总是处于4个环中的一个。Linux 内核只使用0和3:

• 0代表内核
• 3适用于使用者

这是内核与用户界面的最严格、最快速的定义。

为什么 Linux 不使用环1和环2: CPU 特权戒指: 为什么戒指1和2不使用？

电流环是如何确定的？

当前的环是通过以下组合选择的:

• 全局描述符表: 一个内存中的 GDT 条目表，每个条目都有一个字段 Privl，它对环进行编码。

  LGDT 指令将地址设置为当前描述符表。

  另见: < a href = “ http://wiki.osdev.org/global _ Descriptor _ Table”rel = “ noReferrer”> http://wiki.osdev.org/global_descriptor_table

• 段寄存器 CS、 DS 等，它指向 GDT 中条目的索引。

  例如，CS = 0意味着 GDT 的第一个条目当前对于正在执行的代码是活动的。

每个戒指能做什么？

CPU 芯片的物理结构如下:

• 环0可以做任何事情

• Ring 3不能运行多个指令并写入多个寄存器，最明显的是:

  • 不能更改自己的戒指! 否则，它可以将自己设置为戒指0，戒指将是无用的。

    换句话说，不能修改当前的 段描述符，这决定了当前的环。

  • 无法修改页面表: x86分页是如何工作的？

    换句话说，不能修改 CR3寄存器，并且分页本身阻止修改页表。

    这样可以防止一个进程查看其他进程的内存，这是出于安全性/易于编程的原因。

  • 无法注册中断处理程序。这些处理程序是通过写入内存位置来配置的，也可以通过分页来防止。

    处理程序在环0中运行，并且会破坏安全模型。

    换句话说，不能使用 LGDT 和 LIDT 指令。

  • 不能执行像 in和 out这样的 IO 指令，因此具有任意的硬件访问。

    否则，例如，如果任何程序都可以直接从磁盘读取，那么文件权限将是无用的。

    更准确地说，要感谢 迈克尔 · 佩奇: 实际上操作系统可以允许在环3上执行 IO 指令，这实际上是由 任务状态段控制的。

    不可能的是，如果环3一开始就没有它，它就会允许自己这样做。

    Linux 总是不允许它。参见: 为什么 Linux 不通过 TSS 使用硬件上下文切换？

程序和操作系统如何在环之间转换？

• 当 CPU 打开时，它开始在环0中运行初始程序(算是吧，但这是一个很好的近似值)。您可以认为这个初始程序是内核(但它通常是 一个引导加载程序，然后调用环0中的内核)。

• 当一个 userland 进程希望内核为它做一些事情，比如写入一个文件时，它使用一条指令来生成一个中断，比如 ABC0或 syscall来向内核发出信号。X86-64 Linux syscall hello world 示例:

  .data
  hello_world:
  .ascii "hello world\n"
  hello_world_len = . - hello_world
  .text
  .global _start
  _start:
  /* write */
  mov $1, %rax
  mov $1, %rdi
  mov $hello_world, %rsi
  mov $hello_world_len, %rdx
  syscall
  
  
  /* exit */
  mov $60, %rax
  mov $0, %rdi
  syscall
  

  编译并运行:

  as -o hello_world.o hello_world.S
  ld -o hello_world.out hello_world.o
  ./hello_world.out
  

  GitHub 上游。

  当这种情况发生时，CPU 调用内核在启动时注册的中断回调处理程序。这是 注册处理程序并使用它的具体裸金属示例。

  这个处理程序在环0中运行，它决定内核是否允许这个操作，执行这个操作，并在环3中重新启动 userland 程序。X86 _ 64

• 当使用 exec系统调用时(或者当使用内核 将启动 /init时) ，新用户进程的内核 准备寄存器和内存，然后跳转到入口点并将 CPU 切换到环3

• 如果程序试图执行某些不规则的操作，比如写入禁止的寄存器或内存地址(因为分页) ，CPU 也会调用环0中的某些内核回调处理程序。

  但是由于用户界面很顽皮，这次内核可能会终止进程，或者给它一个带信号的警告。

• 当内核引导时，它设置一个固定频率的硬件时钟，该时钟周期性地产生中断。

  这个硬件时钟生成运行环0的中断，并允许它调度哪个 userland 进程被唤醒。

  这样，即使进程没有进行任何系统调用，也可以进行调度。

有多个环的意义是什么？

分离内核和用户有两个主要优势:

• 编写程序更容易，因为你更确定一个程序不会干扰另一个程序。例如，一个用户端进程不必担心由于分页而覆盖另一个程序的内存，也不必担心将另一个进程的硬件置于无效状态。
• 这样更安全。例如，文件权限和内存分离可能会阻止黑客应用程序读取您的银行数据。当然，这里假设您信任内核。

怎么玩？

我已经创建了一个裸金属设置，应该是一个很好的方式操作环直接: https://github.com/cirosantilli/x86-bare-metal-examples

不幸的是，我没有耐心去做一个用户界面的例子，但是我做了分页设置，所以用户界面应该是可行的。我很乐意看到你的请求。

另外，Linux 内核模块在 ring 0中运行，因此您可以使用它们来尝试特权操作，例如读取控制寄存器: 如何进入控制寄存器 cr0，cr2，cr3从一个程序? 得到内存区段错误

这里是一个 方便的 QEMU + Buildroot 设置试验，而不杀死你的宿主。

内核模块的缺点是其他 kthread 正在运行，可能会干扰您的实验。但是在理论上，您可以用您的内核模块接管所有的中断处理程序并拥有系统，这实际上将是一个有趣的项目。

没有

虽然负环实际上并没有在 Intel 手册中引用，但是实际上有一些 CPU 模式比环0本身具有更多的功能，因此非常适合“负环”这个名称。

虚拟化中使用的管理程序模式就是一个例子。

详情请参阅:

• Https://security.stackexchange.com/questions/129098/what-is-protection-ring-1
• Https://security.stackexchange.com/questions/216527/ring-3-exploits-and-existence-of-other-rings

手臂

在 ARM 中，环被称为异常级别，但主要思想保持不变。

ARMv8中存在4个异常级别，通常用于:

• 用户界面

• EL1: 内核(ARM 术语中的“主管”)。

  输入 svc指令(SuperVisor Call) ，以前称为 swi 在统一大会之前，这是用于进行 Linux 系统调用的指令。Hello world ARMv8示例:

  你好 S

  .text
  .global _start
  _start:
  /* write */
  mov x0, 1
  ldr x1, =msg
  ldr x2, =len
  mov x8, 64
  svc 0
  
  
  /* exit */
  mov x0, 0
  mov x8, 93
  svc 0
  msg:
  .ascii "hello syscall v8\n"
  len = . - msg
  

  GitHub 上游。

  在 Ubuntu 16.04上用 QEMU 测试一下:

  sudo apt-get install qemu-user gcc-arm-linux-gnueabihf
  arm-linux-gnueabihf-as -o hello.o hello.S
  arm-linux-gnueabihf-ld -o hello hello.o
  qemu-arm hello
  

  这里是一个混凝土裸金属的例子，注册 SVC 处理程序并执行 SVC 调用。

• 例如 Xen。

  使用 hvc指令(HyperVisor 调用)输入。

  系统管理程序之于操作系统，就像操作系统之于用户界面一样。

  例如，Xen 允许您在同一个系统上同时运行多个操作系统，如 Linux 或 Windows，并且它将操作系统彼此隔离以保证安全性和易于调试，就像 Linux 对用户界面程序所做的那样。

  Hypervisor 是当今云基础设施的关键组成部分: 它们允许多个服务器在单个硬件上运行，使硬件使用率始终接近100% ，并节省了大量资金。

  例如，AWS 使用 Xen 直到2017年 它向 KVM 的转移成为了新闻。

• 还有一个层次，TODO 的例子。

  用 smc指令(安全模式调用)输入

ARMv8架构参考模型 DDI0487C.a-第 D1章-AArch64系统级程序员的模型-图 D1-1很好地说明了这一点:

随着 ARMv8.1虚拟主机扩展(VHE)的出现，ARM 的情况发生了一些变化。这个扩展允许内核在 EL2中高效运行:

VHE 之所以被创建，是因为 Linux 内核虚拟化解决方案(如 KVM)已经超过了 Xen (参见 AWS 向 KVM 的转变) ，因为大多数客户只需要 Linux VM，而且正如你可以想象的，在一个单独的项目中，KVM 更简单，可能比 Xen 更高效。因此，现在主机 Linux 内核在这些情况下充当系统管理程序。

请注意，也许是事后诸葛亮的缘故，ARM 在特权级别上比 x86有更好的变数命名原则，而不需要负级别: 0级是最低级别，3级是最高级别。较高的水平往往比较低的水平更容易被创造出来。

可以使用 MRS指令 当前的执行模式/异常级别等是什么？查询当前 EL

ARM 不要求所有的异常级别都存在，以允许那些不需要特性来节省芯片面积的实现。ARMv8“异常水平”表示:

一个实现可能不包括所有的异常级别。所有的实现必须包括 EL0和 EL1。 EL2和 EL3是可选的。

例如，QEMU 默认为 EL1，但是可以通过命令行选项启用 EL2和 EL3: Qemu-system-aarch64在模拟 a53加电时进入 el1

在 Ubuntu 18.10上测试的代码片段。

正确的答案是: 没有内核空间和用户空间这样的东西。处理器指令集有特殊的权限来设置破坏性的东西，如页表映射的根，或访问硬件设备内存等。

内核代码拥有最高级别的权限，而用户代码拥有最低级别的权限。这可以防止用户代码崩溃系统、修改其他程序等等。

通常，内核代码保存在与用户代码不同的内存映射中(就像用户空间保存在彼此不同的内存映射中一样)。这就是“内核空间”和“用户空间”术语的来源。但这并不是一条硬性规定。例如，由于 x86间接地要求其中断/陷阱处理程序始终映射，因此内核的部分(或部分操作系统全部)必须映射到用户空间。同样，这并不意味着这样的代码拥有用户特权。

为什么需要内核/用户划分？一些设计师不同意它实际上是必要的。微内核体系结构的基本思想是，代码的最高特权部分应该尽可能小，所有重要的操作都在用户特权代码中完成。您将需要研究为什么这可能是一个好主意，它不是一个简单的概念(并且因为既有优点又有缺点而闻名)。

内核空间和用户空间是逻辑空间。

大多数现代处理器都设计成以不同的特权模式运行。X86计算机可以以4种不同的特权模式运行。

当处于/上述特定特权模式时，可以执行特定的指令。

由于这种设计，您可以提供系统保护，或者对执行环境进行“沙盒”。

内核是一段代码，它管理您的硬件并提供系统抽象。所以它需要所有指令的访问权限。它是最值得信赖的软件。所以我应该以最高特权被处决。而 戒指等级0是最具特权的模式。所以 戒指等级0也称为 内核模式。

用户应用程序是来自任何第三方供应商的软件，你不能完全信任他们。有恶意的人可以编写一个代码来破坏你的系统，如果他可以完全访问所有的指令。因此，应用程序应提供访问有限的指令集。而 戒指第三层是最没有特权的模式。因此，所有应用程序都在这种模式下运行。因此，戒指第三层也称为 用户模式。

注意: 我没有得到戒指等级1和2。它们基本上是具有中间特权的模式。所以可能是设备驱动程序代码使用这种特权执行。在 AFAIK 中，Linux 分别只使用 Ring Level 0和 Ring Level 3执行内核代码和用户应用程序。

因此，在内核模式下发生的任何操作都可以视为内核空间。 在用户模式下发生的任何操作都可以视为用户空间。

这种划分需要体系结构的支持，有一些指令是以特权模式访问的。

在分页表中，如果用户进程试图访问位于内核地址范围内的地址，就会产生权限冲突故障。

因此，要进入特权模式，需要运行指令，如陷阱，改变 CPU 模式的特权和访问指令以及内存区域