linux下內(nèi)存管理學(xué)習(xí)心得（二）

1、物理地址的頁、區(qū)等概念

2、內(nèi)核使用內(nèi)存的函數(shù)

3、分配字節(jié)與分配頁

一、區(qū)、頁

前面linux下內(nèi)存管理學(xué)習(xí)心得（一）也已經(jīng)說了關(guān)于頁的概念，在內(nèi)核下面是把物理頁（頁框）作為分配的基本單元，內(nèi)核下使用struct page結(jié)構(gòu)體來表示系統(tǒng)中的物理頁其中該結(jié)構(gòu)體表示頁是否被鎖定在內(nèi)存中，是否為臟頁，該頁被引用幾次，同時(shí)還有頁的虛擬地址等等。關(guān)鍵一點(diǎn)page結(jié)構(gòu)只與物理頁有關(guān)而與虛擬頁無關(guān)，結(jié)構(gòu)僅僅目的在于描述物理內(nèi)存本身，而不是描述包含在其中物理頁中的數(shù)據(jù)。

下面說明一下如何尋址到物理頁：

機(jī)器語言指令中出現(xiàn)的內(nèi)存地址，都是邏輯地址，需要轉(zhuǎn)換成線性地址，再經(jīng)過MMU(CPU中的內(nèi)存管理單元)轉(zhuǎn)換成物理地址才能夠被訪問到。

我們寫個(gè)最簡單的hello world程序，用gccs編譯，再反編譯后會看到以下指令：

mov 0x80495b0, %eax

這里的內(nèi)存地址0x80495b0就是一個(gè)邏輯地址，必須加上隱含的DS數(shù)據(jù)段的基地址，才能構(gòu)成線性地址。也就是說0x80495b0是當(dāng)前任務(wù)的DS數(shù)據(jù)段內(nèi)的偏移。

在x86保護(hù)模式下，段的信息（段基線性地址、長度、權(quán)限等）即段描述符占8個(gè)字節(jié)，段信息無法直接存放在段寄存器中（段寄存器只有2字節(jié)）。Intel的設(shè)計(jì)是段描述符集中存放在GDT或LDT中，而段寄存器存放的是段描述符在GDT或LDT內(nèi)的索引值(index)。

Linux中邏輯地址等于線性地址。為什么這么說呢？因?yàn)長inux所有的段（用戶代碼段、用戶數(shù)據(jù)段、內(nèi)核代碼段、內(nèi)核數(shù)據(jù)段）的線性地址都是從0x00000000開始，長度4G，這樣線性地址=邏輯地址+ 0x00000000，也就是說邏輯地址等于線性地址了。

前面說了Linux中邏輯地址等于線性地址，那么線性地址怎么對應(yīng)到物理地址呢？這個(gè)大家都知道，那就是通過分頁機(jī)制，具體的說，就是通過頁表查找來對應(yīng)物理地址。

準(zhǔn)確的說分頁是CPU提供的一種機(jī)制，Linux只是根據(jù)這種機(jī)制的規(guī)則，利用它實(shí)現(xiàn)了內(nèi)存管理。

在保護(hù)模式下，控制寄存器CR0的最高位PG位控制著分頁管理機(jī)制是否生效，如果PG=1，分頁機(jī)制生效，需通過頁表查找才能把線性地址轉(zhuǎn)換物理地址。如果PG=0，則分頁機(jī)制無效，線性地址就直接做為物理地址。

分頁的基本原理是把內(nèi)存劃分成大小固定的若干單元，每個(gè)單元稱為一頁（page），每頁包含4k字節(jié)的地址空間（為簡化分析，我們不考慮擴(kuò)展分頁的情況）。這樣每一頁的起始地址都是4k字節(jié)對齊的。為了能轉(zhuǎn)換成物理地址，我們需要給CPU提供當(dāng)前任務(wù)的線性地址轉(zhuǎn)物理地址的查找表，即頁表(page table)。注意，為了實(shí)現(xiàn)每個(gè)任務(wù)的平坦的虛擬內(nèi)存，每個(gè)任務(wù)都有自己的頁目錄表和頁表。

為了節(jié)約頁表占用的內(nèi)存空間，x86將線性地址通過頁目錄表和頁表兩級查找轉(zhuǎn)換成物理地址。

32位的線性地址被分成3個(gè)部分：

最高10位Directory頁目錄表偏移量，中間10位Table是頁表偏移量，最低12位Offset是物理頁內(nèi)的字節(jié)偏移量。

頁目錄表的大小為4k（剛好是一個(gè)頁的大?。?024項(xiàng)，每個(gè)項(xiàng)4字節(jié)（32位），項(xiàng)目里存儲的內(nèi)容就是頁表的物理地址。如果頁目錄表中的頁表尚未分配，則物理地址填0。

頁表的大小也是4k，同樣包含1024項(xiàng)，每個(gè)項(xiàng)4字節(jié)，內(nèi)容為最終物理頁的物理內(nèi)存起始地址。

每個(gè)活動的任務(wù)，必須要先分配給它一個(gè)頁目錄表，并把頁目錄表的物理地址存入cr3寄存器。頁表可以提前分配好，也可以在用到的時(shí)候再分配。

還是以mov0x80495b0, %eax中的地址為例分析一下線性地址轉(zhuǎn)物理地址的過程。

前面說到Linux中邏輯地址等于線性地址，那么我們要轉(zhuǎn)換的線性地址就是0x80495b0。轉(zhuǎn)換的過程是由CPU自動完成的，Linux所要做的就是準(zhǔn)備好轉(zhuǎn)換所需的頁目錄表和頁表（假設(shè)已經(jīng)準(zhǔn)備好，給頁目錄表和頁表分配物理內(nèi)存的過程很復(fù)雜，后面再分析）。

內(nèi)核先將當(dāng)前任務(wù)的頁目錄表的物理地址填入cr3寄存器。

線性地址0x80495b0轉(zhuǎn)換成二進(jìn)制后是0000 1000 0000 0100 1001 0101 1011 0000，最高10位0000 1000 00的十進(jìn)制是32，CPU查看頁目錄表第32項(xiàng)，里面存放的是頁表的物理地址。線性地址中間10位00 0100 1001的十進(jìn)制是73，頁表的第73項(xiàng)存儲的是最終物理頁的物理起始地址。物理頁基地址加上線性地址中最低12位的偏移量，CPU就找到了線性地址最終對應(yīng)的物理內(nèi)存單元。

我們知道Linux中用戶進(jìn)程線性地址能尋址的范圍是0－3G，那么是不是需要提前先把這3G虛擬內(nèi)存的頁表都建立好呢？一般情況下，物理內(nèi)存是遠(yuǎn)遠(yuǎn)小于3G的，加上同時(shí)有很多進(jìn)程都在運(yùn)行，根本無法給每個(gè)進(jìn)程提前建立3G的線性地址頁表。Linux利用CPU的一個(gè)機(jī)制解決了這個(gè)問題。進(jìn)程創(chuàng)建后我們可以給頁目錄表的表項(xiàng)值都填0，CPU在查找頁表時(shí)，如果表項(xiàng)的內(nèi)容為0,則會引發(fā)一個(gè)缺頁異常，進(jìn)程暫停執(zhí)行，Linux內(nèi)核這時(shí)候可以通過一系列復(fù)雜的算法給分配一個(gè)物理頁，并把物理頁的地址填入表項(xiàng)中，進(jìn)程再恢復(fù)執(zhí)行。當(dāng)然進(jìn)程在這個(gè)過程中是被蒙蔽的，它自己的感覺還是正常訪問到了物理內(nèi)存。

但是頁又可以有不同的使用方式，所以內(nèi)核就引入?yún)^(qū)的概念，將頁劃分成為不同的區(qū)：

linux主要使用了四種區(qū)：

ZONE_DMA:這個(gè)區(qū)包含頁能用來執(zhí)行DMA操作。

ZONE_DMA32：和ZONE_DMA類似，不過只能被32位設(shè)備訪問。

ZONE_NORMAL:這個(gè)區(qū)包含的都是能正常映射的頁。

ZONE_HIGHEM：包含“高端內(nèi)存”。

這樣linux把系統(tǒng)劃分為區(qū)，形成不同的內(nèi)存池從而用于不同的用途。注意：區(qū)的概念只不過是內(nèi)核的分配，而本身物理內(nèi)存是無法這樣分配的。