Linux內存管理（一）

Linux內存管理之一：基本概念篇

物理地址、線性地址（虛擬地址）和邏輯地址；闡述段式管理和頁式管理基本概念；Linux操做系統內存管理和虛擬內存概念；爲內核開發作一個基礎鋪墊。

 

內存是linux內核所管理的最重要的資源之一，內存管理子系統是操做系統中最重要的部分之一。對與立志從事內核開發的工程師來講，熟悉linux的內存管理系統很是重要。

一、物理地址、線性地址（虛擬地址）和邏輯地址之間的關係

物理地址是指出如今cpu外部的地址總線上的尋址物理內存的地址信號，是地址變換的最終結果。

邏輯地址是程序代碼通過編譯後在彙編程序中使用的地址。

線性地址又名虛擬地址，在32位cpu框架下，能夠表示4G地址空間，用16進製表示就是0x00000000到0xffffffff。

地址轉換：cpu要將一個邏輯地址轉換爲物理地址，須要兩步：首先cpu利用段式內存管理單元，將邏輯地址轉換成線性地址，在利用頁式內存管理單元，把線性地址最終轉換爲物理地址。

2.段式管理與頁式管理

什麼是段式管理？

16位cpu內部擁有20位的地址線，它的尋址範圍就是2的20次方，也就是1M的內存空間。可是16位的菜譜用於存放地址的寄存器只有16位，所以只能訪問65536個存儲單元，64K。爲了可以訪問1M的內存空間，cpu就採用了內存分段的管理模式，並在cpu內部加入了段寄存器。16位cpu把1M內存空間分爲若個邏輯段，每一個邏輯段的要求以下：

一、 邏輯段的起始地址（段地址）必須是16的倍數，即最後4個二進制必須全爲0.

二、 邏輯段的最大容量爲64K

物理地址的造成方式：

因爲段地址必須是16的倍數，因此值的通常形式爲XXXX0H，即前16位二進制位是變化的，後4位是固定的0，鑑於段地址的這種特性，能夠只保存前16位二進制位來保存這個段基地址，因此每次使用時要用段寄存器左移4個0（乘以16）來獲得實際的段地址。在肯定了某個存儲單元所屬的段後，只是知道了該存儲單元所屬的範圍（段地址->段地址+65536），若是想肯定該存儲單元的具體位置，還必須知道該單元在段內的偏移。有了段地址和偏移量，就能夠惟一的肯定內存單元在存儲器中具體位置。

邏輯地址=段內偏移量

因爲邏輯地址獲得物理地址的公式爲：PA=段寄存器的值*16+邏輯地址

段寄存器是爲了對內存進行分段管理而增長的，16位cpu有四個段寄存器，程序可同時反問四個不一樣含義的段。

一、CS+IP：用於代碼段的訪問，CS指向存放程序的段基址，IP指向下條要執行的指令在CS段的偏移量，用這兩個寄存器就能夠獲得一個內存物理地址，該地址存放着一條要執行的指令。

二、SS+SP：用於堆棧段的訪問，SS指向堆棧段的基地址，SP指向棧頂，能夠經過SS和SP兩個寄存器直接訪問棧頂單元的內存物理位置。

三、DS+BX：用於數據段的訪問。DS中的值左移四位獲得數據段起始地址，再加上BX中的偏移量，獲得一個存儲單元的物理地址。

四、ES+BX：用於附加段的訪問。ES中的值左移四位獲得附加段起始地址，再加上BX中的偏移量，獲得一個存儲單元的物理地址。

32位pc的內存管理能然採用「分段」的管理模式，邏輯地址一樣由段地址和偏移量兩部分組成，32位pc的內存管理和16位pc的內存管理有相同之處，也有不一樣之處，由於32位pc採用了兩種不一樣的工做方式：實模式和保護模式。咱們通常使用在保護模式的。

 

一、 實模式

在實模式下，32位的cpu的內存管理與16位的cpu是一致的。

二、 保護模式

段基地址長達32位，每一個段的最大容量可達4G，段寄存器的值是段地址的「選擇器」（Selector），用該「選擇器」從內存中獲得一個32位的段地址，存儲單元的物理地址就是該段地址加上段內偏移量，這與32位cpu的物理地址計算方式徹底不一樣。

32位cpu內有6個段寄存器，其值在不一樣的模式下具備不一樣的含義：

一、 在實模式下：

段寄存器的值*16就是段地址

二、 在保護模式下：

段寄存器的值就是一個選擇器，間接指出一個32位的段地址

 

什麼是頁式管理？

從管理和效率的角度出發，線性地址被劃分爲固定長度的組，稱爲頁（page），例如32位的 ，線性地址最大可爲4G，若是用4KB爲一個也來劃分，這樣的這個線性地址就被劃分爲2的20次方個頁。

另外一類「頁」，也稱之爲「物理頁」，或者是頁框、頁幀。分頁單元把全部的物理內存也劃分爲固定長度的管理單位，它的長度通常與線性地址頁是相同的。

 

 

 

 

一、 分頁單元中，頁目錄的地址放在cpu的cr3寄存器中，是進行地址轉換的開始點。

二、 每一個進程，都有其獨立的虛擬地址空間，運行一個進程，首先須要在它的頁目錄地址放到cr3寄存器中，將其餘進程的保存下來。

三、 每一個32位的線性地址被劃分爲三個部分：頁目錄索引（10位），頁表索引（10位）：偏移（12位即4k）。

依據一下步驟進行地址轉換：

一、 裝入進程的頁目錄地址（操做系統在調度進程時，把這個地址裝入cr3）

二、 根據現行線性地址的前10位，在頁目錄中找對應的索引項，頁目錄中的項是一個頁表的地址。

三、 根據線性地址的中間10位，在頁表中找到頁的起始地址。

四、 將頁的起始地址與線性地址的最後12位相加，獲得物理地址。

這樣的二級模式是能夠覆蓋4G的物理地址空間的，

頁目錄中共有：2^10項，也就是說有這麼多個頁表；頁表對應有：2^10頁；每一個頁可尋址：2^12個字節。即2^32=4GB。

3.Linux內存管理

Linux內核的設計並無所有采用Intel所提供的段機制，僅僅是有限度地使用了分段機制。這不只簡化了linux內核的設計，並且爲把linux移植到其餘平臺創造了條件，由於不少RISC處理器並不支持段機制。

在linux中，全部段的基地址均爲0，由此能夠得出，每一個段的邏輯地址空間範圍是0-4GB。由於每一個段的基地址爲0，所以邏輯地址與線性地址保持一致（即邏輯地址的偏移量字段的值與線性地址的值老是相同的），在linux中所提到的邏輯地址和線性地址（虛擬地址），能夠認爲是一致的。看來，linux巧妙地把段機制給繞過去了，而徹底利用了分頁機制。

前面介紹的是i386的二級管理架構，不過有的cpu使用的三級，甚至是四級架構，linux2.6.29內核爲每種cpu提供統一的界面，採用了四級頁面管理架構來兼容二級、三級、四級管理架構的cpu。

 

這四級分別爲：

一、 頁全局目錄（Page Global Directory）：即pgd，是多級頁表的抽象最高層。

二、 頁上級目錄（Page Upper Directory）：即pud。

三、 頁中間目錄（Page Middle Directory）：即pmd,是頁表的中間層。

四、 頁表（Page Table Entry）：即pte

 

4.虛擬內存

Linux操做系統採用虛擬內存管理技術，使得每一個進程都有一個獨立的進程地址空間，該空間是大小爲3G，用戶所看到和接觸的都是虛擬地址，沒法看到實際的物理地址。利用這種虛擬地址不但能起到保護操做系統的做用，並且更重要的是用戶程序可以使用比實際物理內存更大的地址空間。

Linux將4G的虛擬地址空間劃分爲兩個部分---用戶空間和內核空間。用戶空間從0到0xbfffffff，內核空間從3G到4G。用戶進程一般狀況下只能訪問用戶空間的虛擬地址，不能訪問內核空間。例外狀況是用戶進程經過系統調用訪問內核空間。