內存管理之二 linux分段與分頁

現代操做系統的內存管理機制有兩種：段式管理和頁式管理。

段式內存管理，就是將內存分紅段，每一個段的起始地址就是段基地址。地址映射的時候，由邏輯地址加上段基地址而獲得物理地址。純粹的段式內存管理的缺點很明顯，就是靈活性和效率比較差。首先是段的長度是可變的，這給內存的換入換出帶來諸多不便，如何選擇一個段的長度是一個棘手的問題；其次進程在運行過程當中，可能會擴充地址空間，這就要增長段，從而形成進程的地址空間由不少小段構成，在進程運行過程當中，訪問不一樣的段時，就須要頻繁切換段基地址；再一點，段式內存管理若是有太多的小段，在釋放段的時候，會形成外部碎片。

頁式內存管理，內存分紅固定長度的一個個頁片。地址映射的時候，須要先創建頁表，頁表中的每一項都記錄了這個頁的基地址。經過頁表，由邏輯地址的高位部分先找到邏輯地址對應的頁基地址，再由頁基地址偏移必定長度就獲得最後的物理地址，偏移的長度由邏輯地址的低位部分決定。通常狀況下，這個過程均可以由硬件完成，因此效率仍是比較高的。頁式內存管理的優勢就是比較靈活，內存管理以較小的頁爲單位，方便內存換入換出和擴充地址空間。

嚴格說Linux採用段頁式內存管理，也就是既分段，又分頁。地址映射的時候，先肯定對應的段，肯定段基地址；段內分頁，再找到對應的頁表項，肯定頁基地址；再由邏輯地址低位肯定的頁偏移量，就能找到最終的物理地址。可是，實際上Linux採用的是頁式內存管理。緣由是Linux中的段基地址都是0，至關於全部的段都是相同的。這樣作的緣由是某些體系結構的硬件限制，好比Intel的i386。做爲軟件的操做系統，必需要符合硬件體系。雖然全部段基地址都是0，可是段的概念在Linux內核中是確實存在的。好比常見的內核代碼段、內核數據段、用戶態代碼段、用戶態數據段等。除了符合硬件要求外，段也是有實際意義的。

邏輯地址分爲兩部分組成：段標識符和指定段內相對地址的偏移量。

段描述符：用來存放段起始地址，段大小，存儲權限等。
段描述符表：存放段描述的表項。
段寄存器：存放段標識符。6個段寄存器稱爲cs(代碼段寄存器)，ss(棧段寄存器)，ds(數據段寄存器)，es，fs 和gs。
段基地址寄存器：指向段描述符表地址。

Linux分段機制：
Linux對分段使用很是有限。做爲一個跨硬件體系的操做系統，要支持多種硬件體系，而一些硬件體系結構式不支持分段的，Linux把全部段起始地址都設爲0。
Linux採用4個段進行尋址，用戶態代碼段，用戶態數據段，內核態代碼段，內核態數據段。

 

x86採用兩級頁表。
第一級爲頁目錄表，存儲在一個4K字節的頁中，每一個表項包含了一個頁表的物理地址。線性地址最高的10位(22-31)用來產生第一級表索引，由該索引獲得的表項中的內容定位了二級表中的一個表的地址，即下級頁表所在的內存塊號。
第二級爲頁表，存儲在一個4K字節頁中，每一個表項包含了一個頁的物理地址。線性地址的中間10位(12-21)位進行索引，定位頁表表項，得到頁的物理地址。頁物理地址的高20位與線性地址的低12位造成最後的物理地址。

分頁機制由CR0寄存器中的PG位啓用。如PG=1，啓用分頁機制，把線性地址轉換爲物理地址。如PG=0，禁用分頁機制，直接段機制產生的線性地址看成物理地址使用。
頁目錄表的物理地址存放在CR3寄存器。每一個進程有它本身的頁全局目錄和本身的頁表集。當發生進程切換時，Linux把CR3控制寄存器的內容保存在前一個執行進程的描述符中，而後把下一個要執行進程的描述符的值裝入CR3寄存器中。這確保了當新進程從新開始在CPU上執行時，分頁單元指向一組正確的頁表。

Linux分頁機制：
做爲一個通用的操做系統，Linux須要兼容各類硬件體系，包括不一樣位數的CPU。對64位的CPU來講，兩級頁表仍然太少，一個頁表會太大，這會佔用太多寶貴的物理內存。Linux採用了通用的四級頁表。實際採用幾級頁表則具體受硬件的限制。

 

四種頁表分別稱爲： 頁全局目錄、頁上級目錄、頁中間目錄、頁表。對於32位x86系統，兩級頁表已經足夠了。Linux經過使「頁上級目錄」位和「頁中間目錄」位全爲0，完全取消了頁上級目 錄和頁中間目錄字段。不過，頁上級目錄和頁中間目錄在指針序列中的位置被保留，以便一樣的代碼在32位系統和64位系統下都能使用。

 

邏輯地址分爲兩部分組成：段標識符和指定段內相對地址的偏移量。

段描述符：用來存放段起始地址，段大小，存儲權限等。 段描述符表：存放段描述的表項。 段寄存器：存放段標識符。6個段寄存器稱爲cs(代碼段寄存器)，ss(棧段寄存器)，ds(數據段寄存器)，es，fs 和gs。 段基地址寄存器：指向段描述符表地址。