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1、第4章 内存管理,第4章 内存管理,本章介绍Linux内存管理子系统的整体概念，讨论存储层次结构、x86存储管理硬件和Linux虚存系统及相关系统工具。,4.1存储层次结构和x86存储管理硬件,4.1.1内存管理基本框架 Linux内核的设计要考虑到在各种不同的微处理器上的实现，所以不能仅仅针对i386结构来设计它的映射机制，而要以虚拟的微处理器和内存管理单元MMU(Memory Management Unit)为基础，设计出一种通用的模式，再将其分别落实到具体的微处理器上。Linux在内存管理的软件实现方面，提供了不同的接口，可以用于各种各样不同地址线宽度的CPU。,Intel 的80386
2、提供了两层影射的页式内存管理的件支持，一层是页面目录称为PGD（Page Directory），另一层是页表称为PT（Page Tables），PT的表项称为PTE（Page Table Elements）。通过它们实现从线性地址到物理地址的转换。这种两层影射方式对于32位地址线的386是很合适的。但Linux要设计成可在不同的CPU下运行，考虑到大于32位地址线宽度的CPU（例如64位的CPU），Linux内核的映射机制被设计成3层，在页面目录和页表之间增设了一层“中间目录”PMD（Page Mid-level Directory）在逻辑上，相应地也把线性地址从高到低分为4个位段，各占若干位
3、，分别用作目录PGD的下标、中间目录PMD的下标、页表中的下标和物理页面内的位移。如图4.1所示。PGD、PMD、PT都是数组。Page Frame是最后得到的物理页。,三层影射过程如下： （1）从控制寄存器CR3中找到页目录的基址。 （2） 以线性地址的最高位段作为下标在PGD中找到确定中间目录的表项的指针。 （3） 以线性地址的次位段作为下标在PMD中找到确定页面表的表项的指针。 （4） 在线性地址的接下来位段为下标在PTE中找到页的指针。 （5） 最后线性地址的位段中为在此页中偏移量。 这样，最终完成了线性地址到物理地址的转换。,假如当要执行某个函数的第一个句子时，CPU会通过32位地址
4、线寻址（2的32次方，可以寻址4G的线性地址空间）。通过MMU执行以上的影射过程，就会在计算机的内存中找到这个句子的物理地址，如果要找的那一句不在物理页中，就会发生一次异常中断，使硬盘和内存发生交互。 在Linux原码的 include/asm-i386/pgtable.h 定义了能够包容不同CPU的接口： # if CONFIG_X86_PAE /假如在PAE模式下，用三层影射结构 #include #else #include /否则用两层 #endif 在pgtable-2level.h中定义了PGD，PMD的结构。 #define PGDIR_SHIFT 22 /页目录是线性地址的31
5、22位 #define PTRS_PER_PGD 1024 /总共有1024个页目录 #define PMDIR_SHIFT 22 /中间目录不用了 #define PTRS_PER_PMD 1 #define PTRS_PER_PTE1024 /每个页表有1023页,在32位线性地址中的4G虚拟空间中，其中有1G做为内核空间，从0XC0000000到0XFFFFFFFF。每个进程都有自己的3G用户空间，它们共享1G的内核空间。当一个进程从用户空间进入内核空间时，它就不在有自己的进程空间了。 在物理空间中，内核总是从0地址开始的，而在虚拟空间中是丛0XC0000000开始的。内核中的影射是很简
6、单的线性影射，所以0XC0000000就是两者的偏移量。 在page.h中： #define_PAGE_OFFSET (0 xc0000000) #definePAGE_OFFSET (unsigned long ) _PAGE_OFFSET ) #defne _pa(x) ( (unsigned lonsg) (x) PAGE_OFFSET) / 内核虚拟地址转换到物理地址 #define _va(x) (void *) (unsigned long) (x) + PAGE_OFFSET) / 内核从物理地址到虚拟地址的转换 对i386微处理器来说，CPU实际上不是按3层而是按两层的模型来进
7、行地址映射，这就需要将虚拟的3层映射落实到具体的两层的映射，跳过中间的PMD层次。,4.1.2地址映射的全过程 80386有实方式和保护方式两种工作方式。尽管实方式下80386的功能较Intel先前的微处理器有很大的提高，但只有在保护方式下，80386才能真正发挥作用。在保护方式下，全部32根地址线有效，可寻址达4G字节的物理空间。扩充的存储器分段管理机制和可选的存储器分页管理机制，不仅为存储器共享和保护提供了硬件支持，而且为实现虚拟存储器提供了硬件支持；支持多任务，能快速的进行任务切换和任务保护环境；4个特权级和完善的特权检查机制，既能实现资源共享又能保证代码及数据的安全和保密及任务的隔离；
8、支持虚拟8086方式，便于执行8086代码。,(1) 80386 保护方式的寻址 在保护方式下，当寻址扩展内存中的数据和程序时，仍然使用偏移地址访问位于存储器内的信息，但保护方式下的段地址不再像实方式那样有段寄存器提供，而是在原来存放段地址的段寄存器里含有一个选择子，用于选择描述符表内的一个描述符。描述符描述存储器的位置、长度和访问权限。 保护方式下有两个描述符表：全局描述符表和局部描述符表。全局描述符表包含适用于所有程序的段定义，而局部描述符表通常用于唯一的应用程序。每个描述符表包含8129个描述符，所以任何时刻应用程序最多可用16384个描述符。 每个描述符长8字节，全局和局部描述符表每个
9、最长为64kb。 分页机制式存储管理机制的第二部分。分页机制在段机制之后进行操作，以完成虚拟地址到物理地址的转换。段机制把虚拟地址转换为线性地址，分页机制进一步把线性地址转换为物理地址。 分页机制由微处理器中控制寄存器的内容控制。分页机制由CRO中的PG位启用。若PG=1，启用分页机制。PG=0，不用分页机制，直接把段机制生成的线性地址当作物理地址。 软件生成的线性地址分为三部分，分别用于页目录项、页表项和页偏移地址寻址。,(2) Linux所采用的方法 i386微处理器一律对程序中的地址先进行段式映射，然后才能进行页式映射。而Linux为了减小footprint，提高cache命中率，尽量避
10、免使用段功能以提高可移植性。如通过使用基址为0的段，使逻辑地址等于线性地址。因此Linux所采用的方法实际上使i386的段式映射的过程不起作用。 下面通过一个简单的程序来看看Linux下的地址映射的全过程： #include greeting() printf(“Hello world!”); main() greeing(); ,该程序在主函数中调用greeting 来显示“Hello world!”，经过编译和反汇编的结果如下。 08048568: 8048568: 55push1 %ebp 8048856b:89 e5 mov1 %esp,%ebp 804856b: 68 04 94 0
11、4 08push1 $0 x8048404 8048570: e8 ff fe ff ffcall 8048474 8048575: 83 c4 04add1 $0 x4,%esp 8048578: c9leave 8048579: c3ret 804857a: 89 f6 mov1 %esi,%esi 0804857c : 804857c: 55push1 %ebp 804857d: 89 e5 mov1 %esp,%ebp 804857f: e8 e4 ff ff ffcall 8048568 8048584: c9leave 8048585: c3ret 8048586: 90nop 8
12、048587: 90nop,从上面可以看出，greeting()的地址为0 x8048568。在elf格式的可执行代码中，总是在0 x8000000开始安排程序的“代码段”，对每个程序都是这样。 程序在main中执行到了“call 8048568”这条指令，要转移到虚拟地址8048568去。 首先是段式映射阶段。地址8048568是一个程序的入口，更重要的是在执行的过程中由CPU的EIP所指向的，所以在代码段中。I386cpu使用CS的当前值作为段式映射的选择子。 内核在建立一个进程时都要将它的段寄存器设置好，把DS、ES、SS都设置成_USER_DS,而把CS设置成_USER_CS,这也就是
13、说，在Linux内核中堆栈段和代码段是不分的。 Index TI DPL #define_KERNEL_CS 0 x100000 0000 0001 0|0|00 #define_KERNEL_DS 0 x180000 0000 0001 1|0|00 #define_USER_CS 0 x230000 0000 0010 0|0|11 #define_USER_DS 0 x2B0000 0000 0010 1|0|11 _KERNEL_CS: index=2,TI=0,DPL=0 _KERNEL_DS: index=3,TI=0,DPL=0 _USERL_CS:index=4,TI=0,DP
14、L=3 _USERL_DS:index=5,TI=0,DPL=3,TI全都是0，都使用全局描述表。内核的DPL都为最高级别0；用户的DPL都是最低级别3。_USER_CS在GDT表中是第4项，初始化GDT内容的代码如下： ENTRY(gdt-table) .quad 0 x0000000000000000 / NULL descriptor .quad 0 x0000000000000000 / not used .quad 0 x00cf9a00000ffff / 0 x10 kernel 4GB code at 0 x00000000 .quad 0 x00cf9200000ffff /
15、0 x18 kernel 4GB data at 0 x00000000 .quad 0 x00cffa00000ffff / 0 x23 user 4GB code at 0 x00000000 .quad 0 x00cff200000ffff / 0 x2b user 4GB data at 0 x00000000 GDT 表中第1、2项不用，第3至第5项共4项对应于前面的4个段寄存器的数值。将这4个段描述项的内容展开： K_CS:0000 0000 1100 1111 1001 1010 0000 0000 0000 0000 0000 0000 1111 1111 1111 1111
16、K_DS:0000 0000 1100 1111 1001 0010 0000 0000 0000 0000 0000 0000 1111 1111 1111 1111 U_CS:0000 0000 1100 1111 11111 1010 0000 0000 0000 0000 0000 0000 1111 1111 1111 1111 U_DS:0000 0000 1100 1111 1111 0010 0000 0000 0000 0000 0000 0000 1111 1111 1111 1111 这4个段描述项的下列内容都是相同的。,BO-B15/B16-B31 都是0 基地址全为0 LO-L15、L16-L19都是1 段的界限全是0 xfffff G位都是1 段长均为4KB D位都是1 32位指令 P位都是1 四个段都在内存中 不同之处在于权限级别不同，内核的为0级，用户的为3级。 由此可知，每个段都是从地址0开始的整个4GB地虚存空间，虚地址到线性地址的映射保持原值不变。 再回到greeting 的程序中来，通过
