当内核代表用户程序（即系统调用）执行时，是否使用内核空间？或者它是所有内核线程（例如调度程序）的地址空间？
如果是第一个，那么是否意味着普通用户程序不能拥有超过3GB的内存（如果划分为3GB + 1GB）？另外，在这种情况下，内核如何使用高内存，因为高内存中的页面将映射到哪个虚拟内存地址，因为 1GB 的内核空间将被逻辑映射？
答案1
当内核代表用户程序（即系统调用）执行时，是否使用内核空间？或者它是所有内核线程（例如调度程序）的地址空间？
是的，是的。
在我们进一步讨论之前，我们应该先说明一下关于内存的问题。
内存分为两个不同的区域：
- 用户空间，这是正常用户进程运行的一组位置（即除内核之外的所有位置）。内核的作用是管理在此空间中运行的应用程序，以免相互干扰以及与机器干扰。
- 内核空间，这是内核的代码和数据存储的位置，并在其下执行。
运行在用户空间下的进程只能访问内存的有限部分，而内核可以访问所有内存。进程也运行在用户空间不可以访问内核空间。用户空间进程可以只访问内核的一小部分通过内核公开的接口 -系统调用。如果进程执行系统调用，则会将软件中断发送到内核，然后内核调度适当的中断处理程序，并在处理程序完成后继续其工作。
内核空间代码具有在“内核模式”下运行的属性，这（在典型的桌面 -x86- 计算机中）是您所需要的调用在ring 0下执行的代码。通常在x86架构中，有4个保护环。 Ring 0（内核模式）、Ring 1（可能由虚拟机管理程序或驱动程序使用）、Ring 2（可能由驱动程序使用，但我对此不太确定）。 Ring 3 是典型应用程序运行的环境。它是权限最小的环，在其上运行的应用程序可以访问处理器指令的子集。环 0（内核空间）是特权最高的环，可以访问所有机器指令。举个例子，“普通”应用程序（如浏览器）不能使用 x86 汇编指令lgdt来加载全局描述符表，也hlt不能停止处理器。
如果是第一个，那么是否意味着普通用户程序不能拥有超过3GB的内存（如果划分为3GB + 1GB）？另外，在这种情况下，内核如何使用高内存，因为高内存中的页面将映射到哪个虚拟内存地址，因为 1GB 的内核空间将被逻辑映射？
对于这个问题的答案，请参考wag 的出色回答到Linux 上的高内存和低内存是什么？。
答案2
CPU环是最明显的区别
在 x86 保护模式下，CPU 始终处于 4 个环之一。 Linux内核只使用0和3：
- 0 表示内核
- 3 对于用户
这是内核与用户态的最严格和最快速的定义。
为什么 Linux 不使用环 1 和环 2：https://stackoverflow.com/questions/6710040/cpu-privilege-rings-why-rings-1-and-2-arent-used
当前环是如何确定的？
当前环是通过以下组合选择的：
全局描述符表：GDT条目的内存表，每个条目都有一个对
Privl环进行编码的字段。LGDT指令将地址设置为当前描述符表。
段寄存器CS、DS等，它们指向GDT中某个条目的索引。
例如，
CS = 0表示 GDT 的第一个条目当前对于执行代码处于活动状态。
每个戒指能做什么？
CPU 芯片的物理构建使得：
环0可以做任何事情
环 3 无法运行多个指令并写入多个寄存器，最值得注意的是：
无法改变自己的戒指！否则，它可以将自己设置为ring 0，而rings将毫无用处。
换句话说，无法修改当前的段描述符，它决定了当前的环。
无法修改页表：https://stackoverflow.com/questions/18431261/how-does-x86-paging-work
换句话说，不能修改CR3寄存器，并且分页本身阻止了页表的修改。
出于安全性/易于编程的原因，这可以防止一个进程看到其他进程的内存。
无法注册中断处理程序。这些是通过写入内存位置来配置的，这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。
in不能执行像和 之类的 IO 指令out，因此可以进行任意硬件访问。否则，例如，如果任何程序可以直接从磁盘读取，则文件权限将毫无用处。
更准确地说，感谢迈克尔·佩奇：操作系统实际上可以允许环 3 上的 IO 指令，这实际上是由任务状态段。
如果环 3 一开始没有获得许可，那么环 3 就不可能授予自己这样做的权限。
Linux 总是不允许它。也可以看看：https://stackoverflow.com/questions/2711044/why-doesnt-linux-use-the-hardware-context-switch-via-the-tss
程序和操作系统如何在环之间转换？
当CPU打开时，它开始运行环0中的初始程序（很好，但这是一个很好的近似值）。你可以认为这个初始程序是内核（但通常它是然后调用仍在环 0 中的内核的引导加载程序）。
当用户态进程希望内核为其执行某些操作（例如写入文件）时，它会使用生成中断的指令，例如
int 0x80或者syscall向内核发出信号。 x86-64 Linux 系统调用 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发生这种情况时，CPU 会调用内核在启动时注册的中断回调处理程序。这里有一个注册处理程序并使用它的具体裸机示例。
该处理程序在环 0 中运行，它决定内核是否允许此操作、执行该操作并在环 3 中重新启动用户态程序。x86_64
当。。。的时候
exec使用系统调用时（或者当内核将开始/init), 内核准备寄存器和内存新的用户态进程，然后跳转到入口点并将CPU切换到环3如果程序尝试做一些顽皮的事情，例如写入禁止的寄存器或内存地址（由于分页），CPU 还会调用环 0 中的某些内核回调处理程序。
但由于用户态很顽皮，内核这次可能会杀死该进程，或者用信号给它一个警告。
当内核启动时，它会设置一个具有固定频率的硬件时钟，该时钟会定期生成中断。
该硬件时钟生成运行环 0 的中断，并允许它调度要唤醒的用户态进程。
这样，即使进程没有进行任何系统调用，也可以进行调度。
拥有多个戒指有什么意义？
分离内核和用户态有两个主要优点：
- 制作程序会更容易，因为您更确定一个程序不会干扰另一个程序。例如，一个用户态进程不必担心由于分页而覆盖另一程序的内存，也不必担心将硬件置于另一进程的无效状态。
- 它更安全。例如，文件权限和内存分离可以防止黑客应用程序读取您的银行数据。当然，这假设您信任内核。
如何玩转它？
我创建了一个裸机设置，这应该是直接操作环的好方法：https://github.com/cirosantilli/x86-bare-metal-examples
不幸的是，我没有耐心制作用户态示例，但我确实进行了分页设置，因此用户态应该是可行的。我很想看到拉取请求。
或者，Linux 内核模块在环 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：https://stackoverflow.com/questions/7415515/how-to-access-the-control-registers-cr0-cr2-cr3-from-a-program-getting-segmenta/7419306#7419306
这里有一个方便的 QEMU + Buildroot 设置尝试一下而不杀死你的主机。
内核模块的缺点是其他 kthread 正在运行，可能会干扰您的实验。但理论上你可以用你的内核模块接管所有中断处理程序并拥有系统，这实际上是一个有趣的项目。
负环
虽然英特尔手册中实际上并未引用负环，但实际上有些 CPU 模式比环 0 本身具有更多功能，因此非常适合“负环”名称。
一个例子是虚拟化中使用的管理程序模式。
欲了解更多详情，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，常用为：
EL0：用户区
EL1：内核（ARM 术语中的“管理程序”）。
使用指令（SuperVisor Call）输入
svc，以前称为swi统一组装前，这是用于进行 Linux 系统调用的指令。你好世界 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在 Ubuntu 16.04 上使用 QEMU 进行测试：
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这是一个具体的裸机示例注册 SVC 处理程序并执行 SVC 调用。
-
使用指令（HyperVisor 调用）输入
hvc。虚拟机管理程序对于操作系统来说，就像操作系统对于用户空间一样。
例如，Xen 允许您同时在同一系统上运行多个操作系统，例如 Linux 或 Windows，并且它将操作系统彼此隔离以确保安全性和易于调试，就像 Linux 对用户态程序所做的那样。
虚拟机管理程序是当今云基础设施的关键部分：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%，并节省大量资金。
例如，AWS 在 2017 年之前一直使用 Xen迁移到 KVM 成为新闻。
EL3：另一个级别。待办事项示例。
使用指令输入
smc（安全模式呼叫）
这ARMv8 架构参考模型 DDI 0487C.a- 第 D1 章 - AArch64 系统级程序员模型 - 图 D1-1 精美地说明了这一点：
随着 ARM 的出现，情况发生了一些变化ARMv8.1 虚拟化主机扩展 (VHE)。这个扩展允许内核在 EL2 中高效运行：
VHE 的创建是因为 Linux 内核虚拟化解决方案（例如 KVM）已经超过了 Xen（参见上面提到的 AWS 转向 KVM），因为大多数客户端只需要 Linux VM，并且正如您可以想象的那样，所有这些都在一个单一的虚拟机中项目中，KVM 比 Xen 更简单并且可能更高效。因此，现在主机 Linux 内核在这些情况下充当虚拟机管理程序。
请注意，也许是出于事后诸葛亮的考虑，ARM 对权限级别的命名约定比 x86 更好，而不需要负级别：0 表示较低，3 表示最高。较高级别往往比较低级别更容易创建。
可以通过指令查询当前的EL MRS：https://stackoverflow.com/questions/31787617/what-is-the-current-execution-mode-exception-level-etc
ARM 不要求所有异常级别都存在，以允许不需要该功能来节省芯片面积的实现。 ARMv8“异常级别”说：
实现可能不包括所有异常级别。所有实现都必须包括 EL0 和 EL1。 EL2和EL3是可选的。
例如，QEMU 默认为 EL1，但可以使用命令行选项启用 EL2 和 EL3：https://stackoverflow.com/questions/42824706/qemu-system-aarch64-entering-el1-when-emulate-a53-power-up
代码片段在 Ubuntu 18.10 上测试。
答案3
如果是第一个，那么是否意味着普通用户程序不能拥有超过3GB的内存（如果划分为3GB + 1GB）？
是的，在普通的 Linux 系统上就是这种情况。有一组“4G/4G”补丁在某个点上浮动，使用户和内核地址空间完全独立（以性能为代价，因为它使内核更难访问用户内存），但我不认为它们曾被上游合并，随着 x86-64 的兴起，人们的兴趣逐渐减弱
另外，在这种情况下，内核如何使用高内存，因为高内存中的页面将映射到哪个虚拟内存地址，因为 1GB 的内核空间将被逻辑映射？
Linux过去的工作方式（并且在内存与地址空间相比较小的系统上仍然如此）是整个物理内存被永久映射到地址空间的内核部分。这允许内核无需重新映射即可访问所有物理内存，但显然它无法扩展到具有大量物理内存的 32 位计算机。
于是低内存和高内存的概念就诞生了。 “低”内存被永久映射到内核地址空间。 “高”记忆则不然。
当处理器运行系统调用时，它在内核模式下运行，但仍在当前进程的上下文中。因此它可以直接访问当前进程的内核地址空间和用户地址空间（假设您没有使用前面提到的4G/4G补丁）。这意味着将“高”内存分配给用户态进程是没有问题的。
将“高”内存用于内核目的更是一个问题。要访问未映射到当前进程的高端内存，必须将其临时映射到内核的地址空间。这意味着额外的代码和性能损失。