Linux0.11内核--加载可执行二进制文件之2.change_ldt

前面分析完了copy_strings函数，这里来分析另一个注意的函数change_ldt。

先来看调用处：

// 根据a_text 修改局部表中描述符基址和段限长，并将参数和环境空间页面放置在数据段末端。
// 执行下面语句之后，p 此时是以数据段起始处为原点的偏移值，仍指向参数和环境空间数据开始处，
// 也即转换成为堆栈的指针。
  p += change_ldt (ex.a_text, page) - MAX_ARG_PAGES * PAGE_SIZE;

解释的很清楚，也就是说p指向的是相当于在图9-23的左方添加了64M-MAX_ARG_PAGES * PAGE_SIZE的大小容量。总容量为64M。

struct exec
{
  unsigned long a_magic;	/* 执行文件魔数。使用N_MAGIC 等宏访问。 */
  unsigned a_text;		/* 代码长度，字节数。 */
  unsigned a_data;		/* 数据长度，字节数。 */
  unsigned a_bss;		/* 文件中的未初始化数据区长度，字节数。 */
  unsigned a_syms;		/* 文件中的符号表长度，字节数。 */
  unsigned a_entry;		/* 执行开始地址。 */
  unsigned a_trsize;		/* 代码重定位信息长度，字节数。 */
  unsigned a_drsize;		/* 数据重定位信息长度，字节数。 */
};

// 下面对执行文件的头结构数据进行处理，首先让ex 指向执行头部分的数据结构。
  ex = *((struct exec *) bh->b_data);	/* read exec-header *//* 读取执行头部分 */

这里的ex为读取的可执行二进制文件头部分。下面进入change_ldt函数：

//// 修改局部描述符表中的描述符基址和段限长，并将参数和环境空间页面放置在数据段末端。
// 参数：text_size - 执行文件头部中a_text 字段给出的代码段长度值；
// page - 参数和环境空间页面指针数组。
// 返回：数据段限长值(64MB)。
static unsigned long
change_ldt (unsigned long text_size, unsigned long *page)
{
  unsigned long code_limit, data_limit, code_base, data_base;
  int i;

// 根据执行文件头部a_text 值，计算以页面长度为边界的代码段限长。并设置数据段长度为64MB。
  code_limit = text_size + PAGE_SIZE - 1;
  code_limit &= 0xFFFFF000;
  data_limit = 0x4000000;
// 取当前进程中局部描述符表代码段描述符中代码段基址，代码段基址与数据段基址相同。
  code_base = get_base (current->ldt[1]);
  data_base = code_base;
// 重新设置局部表中代码段和数据段描述符的基址和段限长。
  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);
/* make sure fs points to the NEW data segment */
/* 要确信fs 段寄存器已指向新的数据段 */
// fs 段寄存器中放入局部表数据段描述符的选择符(0x17)。
  __asm__ ("pushl $0x17
	pop %%fs"::);
// 将参数和环境空间已存放数据的页面（共可有MAX_ARG_PAGES 页，128kB）放到数据段线性地址的
// 末端。是调用函数put_page()进行操作的（mm/memory.c, 197）。
  data_base += data_limit;
  for (i = MAX_ARG_PAGES - 1; i >= 0; i--)
    {
      data_base -= PAGE_SIZE;
      if (page[i])		// 如果该页面存在，
	put_page (page[i], data_base);	// 就放置该页面。
    }
  return data_limit;		// 最后返回数据段限长(64MB)。
}

第一二行的意思是code_limit最少也要有一内存页的长度。

data_limit赋值为64M。

紧接着设置当前进程的LDT的代码段和数据段的基址和段限长。

注意最后一段比较关键，从数据段末尾data_base开始放置参数和环境空间已存放数据的页面。page是参数环境空间所有页面地址的数组。如果page[i]该页面存在，就调用put_page函数：

/*
* 下面函数将一内存页面放置在指定地址处。它返回页面的物理地址，如果
* 内存不够(在访问页表或页面时)，则返回0。
*/
//// 把一物理内存页面映射到指定的线性地址处。
// 主要工作是在页目录和页表中设置指定页面的信息。若成功则返回页面地址。
// 在缺页异常的C 函数do_no_page()中会调用此函数。对于缺页引起的异常，由于任何缺页缘故而
// 对页表作修改时，并不需要刷新CPU 的页变换缓冲（或称Translation Lookaside Buffer，TLB），
// 即使页表项中标志P 被从0 修改成1。因为无效页项不会被缓冲，因此当修改了一个无效的页表项
// 时不需要刷新。在此就表现为不用调用Invalidate()函数。
unsigned long
put_page (unsigned long page, unsigned long address)
{
  unsigned long tmp, *page_table;

/* NOTE !!! This uses the fact that _pg_dir=0 */
/* 注意!!!这里使用了页目录基址_pg_dir=0 的条件 */

// 如果申请的页面位置低于LOW_MEM(1Mb)或超出系统实际含有内存高端HIGH_MEMORY，则发出警告。
  if (page < LOW_MEM || page >= HIGH_MEMORY)
    printk ("Trying to put page %p at %p
", page, address);
// 如果申请的页面在内存页面映射字节图中没有置位，则显示警告信息。
  if (mem_map[(page - LOW_MEM) >> 12] != 1)
    printk ("mem_map disagrees with %p at %p
", page, address);
// 计算指定地址在页目录表中对应的目录项指针。
  page_table = (unsigned long *) ((address >> 20) & 0xffc);
// 如果该目录项有效(P=1)(也即指定的页表在内存中)，则从中取得指定页表的地址??page_table。
  if ((*page_table) & 1)
    page_table = (unsigned long *) (0xfffff000 & *page_table);
  else
    {
// 否则，申请空闲页面给页表使用，并在对应目录项中置相应标志7（User, U/S, R/W）。然后将
// 该页表的地址??page_table。
      if (!(tmp = get_free_page ()))
	return 0;
      *page_table = tmp | 7;
      page_table = (unsigned long *) tmp;
    }
// 在页表中设置指定地址的物理内存页面的页表项内容。每个页表共可有1024 项(0x3ff)。
  page_table[(address >> 12) & 0x3ff] = page | 7;
/* no need for invalidate */
/* 不需要刷新页变换高速缓冲 */
  return page;			// 返回页面地址。
}

首先通过data_base获取到相对应的页目录项指针，如果有效则获取页表地址。比较关键的是最后一句，address>>12表示data_base/4k，再与0x3ff（1024个项），因为这里不是字节而是索引，所以不是0xffc。然后用这个索引和page（参数和环境空间已存放数据的页面地址）绑定。

最后返回64M。