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1、LINUX操作系统的存储管理,.,1.Linux的虚拟存储空间 Linux的虚拟存储空间大小 多级页表的地址转换 2.管理虚拟存储空间的结构 管理分区虚拟区间的数据结构VMA 管理VMA的数据结构 mm_struct 3.管理内存空间的数据结构 4.内存区的分配和页面淘汰策略,.,1 Linux的虚拟存储空间 1.1 Linux的虚拟存储空间 虚拟存储空间大小：由系统提供的地址结构决定。 在Linux中，虚拟地址用32个二进制位表示，则系统可为每进程提供的虚存空间，最多高达232=4GB. Linux内核把此4GB空间划分为两个部分：系统空间和用户空间,.,虚拟地址的空间结构，如图所示,进程A
2、的用户空间（3GB),进程A的用户空间（3GB),进程A的用户空间（3GB),.,4GB的虚拟空间,共享的系统空间的,.,任何一个进程都有自己的正文段、数据段、堆栈段等。 Linux就按照这种用户认可的逻辑单位，把虚拟空间划分为若干个分区，然后进行分页。 特点： 1，进程每一个分区段位于一个连续虚拟空间里，这里出现的内容，其特性相同，故位于一个分区里所有的页面，都具有相同的访问权限，所以有利于对它们分别实行存储保护和共享。,.,2,虚拟空间在各个分区之间可以不连续，即进程所用的虚拟地址并不一定是连城一片的，可以有空洞存在。,.,1.2 多级页表的地址转换 要进行多级页表转换的原因： 由于Lin
3、ux的虚拟地址是32位，因此向用户提供的最大虚拟空间可以达到4GB。又由于其内存块的长度是4KB，因此一个虚拟地址空间，最多可以有220 个页面。那么一个用户虚拟地址空间的页表，最多要用一百万个表项来记录页面与物理块的对应关系。显然，把这么大的一个页表放在连续内存区里的做法，是不可取的，不利于存储空间利用。,.,Linux操作系统的解决方法： Linux在对虚拟地址空间进行分页时，采用两级页表的机制：先是对虚拟地址空间进行分页，形成页表；再对页表进行分页，形成分页，形成页表的页表。这样一来，不仅虚拟地址空间里的页，可以存放在内存的不连续块中；页表中的页，也能够存放在不连续的内存块里，从而提高了
4、内存的利用率，也就是多级页表结构，即“页表索引”。,.,例： 在分页式存储管理时，按照内存块的长度是4KB,那么一个32位的虚拟地址里，原先要用20位表示页号p，用12位表示页内的位移量d。Linux采用的二级分页式存储管理时，页内的位移量d仍旧占用12位，把20位的页号p，细分为10位的“页表索引号”p1和10位的“页号”p2，如图所示：,.,页表索引号 页号 位移量,P1,d,P2,10位,10位,12位,这意味着32位的虚拟地址空间，最多可以划分为1M个页面，它的页表就有1M个表项。,.,如果每个表项占用4GB，那么这个页表就占用4MB大小的存储空间，可以被划分为1024个页面，为这10
5、24个页面建立一个索引，从而形成了有1024个表现的页表索引。如图所示：,.,用户虚拟 地址空间 页表 页表索引,.,1个 页面,1个 页面,1M个页面,1个 页面,1个 页面,1M个表项 （1024个页面）,.,1024个表项,.,在知道一个虚拟地址后，就可以根据地址的前10位，先去查页表索引，以便得到该索引所对应的内存块的起始地址，最后，与位移量d相加后，就得到最终所需要的物理地址。整个地址转换的过程，如下图所示,.,P1,P2,d,.,索引项,.,表项,.,.,p1,d,p2,1块,1页,1块,1页,页表索引,页表,内存,物理 地址,.,当虚拟地址用64位表示时，虚拟地址空间的页面更多，
6、用二级索引后的页表仍然很大。因此，Linux还可以提供三级页表式的分页式结构。这时的做法实际与二级页表做法一样，只是再增加了一级：第1级为页表索引，第2级为页表中间索引，第3级才是页表。毋庸置疑，三级页表式的分页式结构，其地址变换将更为复杂，速度会降低。,.,2 管理虚拟存储空间的数据结构 Linux进程的各个分区可以是不连续的，因此形成了若干个离散的虚拟区间。为了对它们加以管理，定义了vm_area_struct型及mm_struct型数据结构。 vm_area_stuct:用于管理进程的每一个虚拟空间。 mm_struct用于管理进程的整个虚拟空间、页表索引和页表。,.,task_stuc
7、t mm_struct vm_area_struct vm_area_struct,.,mmm,.,map_count,*pgd,*mmap,Vm_end,Vm_start,*vm_next,.,*vm_next,Vm_start,Vm_end,.,.,.,一段虚拟空间,一段虚拟空间,.,.,2.1 管理分区虚拟区间的数据结构VMA 一个进程虚拟存储空间中的每一个虚拟空间，都对应着一个vm_area_struct，通常被缩写为VMA。进程的每个VMA，都代表着它的虚拟存储空间中的一个连续空间。一个进程的两个VMA绝对不会重叠。这种管理方式，使得两个VMA之间可以不连续，使得两个VMA中可以实行
8、不同的存储保护模式。例如，一个可以是只读的，另一个可以是读写的。,.,vm_area_struct里的主要内容如下： （1）vm_struct:给出该VMA的起址 （2）vm_struct:给出该VMA的末址 （3）*vm_next:一个进程的所有VMA，通过该指针连接成一个链表。,.,2.2 管理VMA的数据结构mm_struct 一个进程所有的VMA，都由mm_struct来管理。 mm_struct里的主要内容如下： （1）*mmap:是进程VMA链表的头指针。 （2）*pgd：指明该进程页表索引的位置。 （3）map_count:记录该进程拥有的VMA的数量。,.,由上图知，在进程的进
9、程控制块task_struct里，有一个字段mm，由它指出进程的mm_struct在哪里。这样，从进程控制块task_struct,就可以找到mm_struct;从mm_struct,就可以找到各个VMA和页表索引及页表。由此可知，找到进程控制块即可获得一个进程的所有信息。,.,3 管理内存空间的数据结构 在Linux存储管理中，内存块是进行存储分配和释放的单位。系统设置了一张存储分块表mem_map，它的每一个表项是mem_map_t型结构，对应着一个内存块，记录着该块的有关信息。,.,mep_map_t里的主要内容如下： （1）list：双向链表队列，它把不同性质的内存块链接成队列。 （2
10、）count：使用该块的进程数。被多个进程共享时，数值大于1. （3）age：该块的使用频率。页面淘汰时，值越小，被淘汰的可能性越大。,.,为了记录内存各块的使用情况，Linux设置了bitmap位示图，某位为1，表示对应块空闲；为0，表示对应块正在使用。如下图,.,Linux并不是用bitmap来进行存储分配和释放的，而是通过“空闲区队列表”：free_area. 在空闲区队列表里，Linux按照不同的方式，形成最多11个空闲区队列，如图所示：,.,free_area表 1 2 3,.,1,5,54,24,7,11,26,34,57,37,45,62,.,4 内存区的分配和页面淘汰策略 Li
11、nux是采用“伙伴（Buddy）”算法，来进行内存区的分配和释放。 当进程提出存储要求时，Linux并不是按照要求的内存块的数目进行分配的，而是将大于、等于这个数目的最小个内存块分配出去。 系统总是按照进程所需连续存储块的申请数量，到空闲区队列表free_area中能够满足要求的最小空闲区队列里查找。,.,当队列不空时，就把第一个空闲区分配出去。如果该队列为空，那么就继续查找下面的队列（其空闲的尺寸为上一个队列的2倍）。当它里有空闲区时，就把该空闲区一分为二：一个分配出去给进程使用；余下的一半，排到它上面的空闲区队列中。 用下图解释“伙伴”算法的实施过程,.,.,由于分配时是按照满足要求的最小
12、个内存块进行的，因此存储释放时，当然就将释放的区域连接到相应尺寸的空闲区队列里去。 还应该考虑空闲区的合并，以便能够得到更大的空闲区。 做法是：如果队列里有与所释放空闲区相邻接的空闲区存在，那么就应该把它们合并，然后排到该队列后面的空闲区队列里。,.,当发生缺页中断、要把所需要的页面调入内存，而此时内存又没有空闲的区域时，就将已经在内存的页面淘汰出去。 Linux采用的是称为“时钟(clock)”的算法。 该算法主要涉及到存储分块表mem_map的表项mem_map_t里面的age字段。 每当一个内存块被访问时，它的age进行减1.另外，Linux定时地对所有内存块进行扫描，如果它的age不为0，就对其的age进行减1操,.,作。当要淘汰页面时，就认为age值越大的块，其中的页面使用的频率就越高。而age为0的块里的页面是“老”页面，已经很长时间没有被访问过了，是淘汰对象。,
