提要：本系列文章主要參考MIT 6.828課程以及兩本書(shū)籍《深入理解Linux內(nèi)核》 《深入Linux內(nèi)核架構(gòu)》對(duì)Linux內(nèi)核內(nèi)容進(jìn)行總結(jié)。

內(nèi)存管理的實(shí)現(xiàn)覆蓋了多個(gè)領(lǐng)域：

1. 內(nèi)存中的物理內(nèi)存頁(yè)的管理
2. 分配大塊內(nèi)存的伙伴系統(tǒng)
3. 分配較小內(nèi)存的slab、slub、slob分配器
4. 分配非連續(xù)內(nèi)存塊的vmalloc分配器
5. 進(jìn)程的地址空間

傳統(tǒng)的內(nèi)存管理主要包括段式存儲(chǔ)、頁(yè)式存儲(chǔ)、段頁(yè)式存儲(chǔ)，這里我們會(huì)以這部分開(kāi)始，逐步介紹Linux內(nèi)核中的內(nèi)存管理，而要學(xué)習(xí)內(nèi)存管理，首先需要了解內(nèi)存尋址。所以本節(jié)內(nèi)容主要講解內(nèi)存尋址的相關(guān)知識(shí)，并介紹Linux內(nèi)核中的段、頁(yè)式存儲(chǔ)。

內(nèi)存地址

在編程過(guò)程中，難免需要通過(guò)內(nèi)存地址來(lái)訪問(wèn)內(nèi)存中的某些內(nèi)容，那么這個(gè)過(guò)程中地址是如何映射到對(duì)應(yīng)的物理單元的呢？解決這一問(wèn)題首先要區(qū)分三種不同的地址：

1. 邏輯地址：邏輯地址是包含在機(jī)器語(yǔ)言指令中用來(lái)指定一個(gè)操作數(shù)或者一條指令的地址。每一個(gè)邏輯地址都由一個(gè)段和一個(gè)偏移量組成，偏移量指明了從段開(kāi)始的地方到實(shí)際地址之間的距離。（這在分段結(jié)構(gòu)中表現(xiàn)的極為明顯）。
2. 線性地址：線性地址是一個(gè)32位的無(wú)符號(hào)數(shù)，可以用來(lái)表示高達(dá)4GB的地址。線性地址通常使用十六進(jìn)制數(shù)字表示，值的范圍從0x00000000到0xffffffff（常用于頁(yè)式存儲(chǔ)）。
3. 物理地址：用于內(nèi)存芯片級(jí)內(nèi)存單元尋址。它們與微處理器的地址引腳發(fā)送到內(nèi)存總線上的電信號(hào)相對(duì)應(yīng)。物理地址由32位或36位無(wú)符號(hào)整數(shù)表示。

內(nèi)存控制單元(MMU)通過(guò)分段單元（硬件設(shè)備）將邏輯地址轉(zhuǎn)化為線性地址。使用分頁(yè)單元（硬件設(shè)備）把線性地址轉(zhuǎn)化為物理地址：

               --------                     -------
|邏輯地址| --> |分段單元| --> |線性地址| --> |分頁(yè)單元| --> |物理地址|
               --------                     -------

從格式上簡(jiǎn)單區(qū)別邏輯地址與線性地址，邏輯地址包含了兩部分：段和偏移量（注意這兩者是分開(kāi)的），而線性地址知識(shí)一個(gè)32位無(wú)符號(hào)數(shù)，雖然后期也會(huì)根據(jù)地址的位數(shù)再次進(jìn)行劃分（詳見(jiàn)分頁(yè)部分），但終歸只是一個(gè)線性的無(wú)符號(hào)數(shù)。

段式存儲(chǔ)

硬件將邏輯地址轉(zhuǎn)化為線性地址主要由分段單元完成該任務(wù)。邏輯地址由兩部分組成：

1. 段標(biāo)識(shí)符：該字段是一個(gè)16位長(zhǎng)的字段，稱為段選擇符，負(fù)責(zé)從眾多段中選擇出正確的段,因?yàn)?code>段信息會(huì)存儲(chǔ)在一張段描述符表中，因此需要通過(guò)段選擇符從段描述符表中索引找到正確的段描述符。
2. 指定段內(nèi)相對(duì)地址的偏移量：32位長(zhǎng)的字段（因?yàn)橐粋€(gè)段可能很長(zhǎng)，因此偏移量要足夠大）

段選擇符格式如下：

        15        3     2 1 0
          --------  ----  ---
段選擇符 |  index  |  TL | RPL|
          --------  ----  ---

對(duì)于每個(gè)字段的含義，后續(xù)在詳細(xì)講解通過(guò)段選擇符尋找對(duì)應(yīng)段時(shí)會(huì)對(duì)每個(gè)字段給出解釋。

段選擇符被存放在段寄存器中，這使得可以方便快速地找到段選擇符，段寄存器主要包括6個(gè)，分別為cs，ss，ds，es，fs，gs。其中有3個(gè)具有專門(mén)的用途：

其他3個(gè)段寄存器作一般用途，可以指向任意的數(shù)據(jù)段。

注意：cs寄存器還有一個(gè)很重要的功能：它含有一個(gè)兩位的字段，用以指明CPU的當(dāng)前特權(quán)級(jí)(GPL)。值為0代表最高優(yōu)先級(jí)，而值為3代表最低優(yōu)先級(jí)。Linux只用0級(jí)和3級(jí)，分別稱為內(nèi)核態(tài)和用戶態(tài)。

段描述符

剛才提到過(guò)，每個(gè)段由一個(gè)8字節(jié)的段描述符表示，它描述了段的特征。段描述符放在全局描述符表（GDT）或者局部描述符表里（LDT）中（前面提到過(guò)）。通常只定義一個(gè)GDT，而每個(gè)進(jìn)程除了存放在GDT中的段之外如果還需要?jiǎng)?chuàng)建附加段，就會(huì)創(chuàng)建自己的LDT。GDT在主存中的地址和大小存放在gdtr控制寄存器中，當(dāng)前正被使用的LDT地址和大小存放在ldtr寄存器中。如下給出一個(gè)全局段描述符例子：

在段描述符表中通常會(huì)使用如下幾種段描述符（簡(jiǎn)單了解各個(gè)段的作用即下面第一個(gè)表就好，具體字段的名稱可以用到再回來(lái)查）：

段描述符格式如下：

段描述符中各個(gè)字段含義如下：

快速訪問(wèn)段描述符

在本節(jié)主要介紹分段單元將邏輯地址轉(zhuǎn)化為線性地址的過(guò)程。我們知道邏輯地址主要包括：16位的段選擇符和32位的段偏移量，段選擇符存放在段寄存器中。段選擇符格式如下：

        15        3     2 1 0
          --------  ----  ---
段選擇符 |  index  |  TL | RPL|
          --------  ----  ---

這里我們需要了解3個(gè)字段的含義：

由于一個(gè)段描述符是8個(gè)字節(jié)長(zhǎng)，因此它在GDT或LDT內(nèi)的相對(duì)地址是由段選擇符的最高13位的值乘以8得到的（8=2^3,13+3=16）。例如如果GDT在0x00020000（這個(gè)值保存在gdtr寄存器中），切由段選擇符所指定的索引號(hào)為2，那么相應(yīng)的段描述符地址為0x00020000+(2*8)即0x00020010。

邏輯地址轉(zhuǎn)換為線性地址流程如下圖：

1. 先檢查段選擇符的TI字段，以確定段描述符保存在哪一個(gè)描述符表（GDT、LDT）中。
2. 從段選擇符的index字段計(jì)算段描述符的地址，index字段值乘以8（一個(gè)段描述符大?。?，這個(gè)結(jié)果與gdtr或ldtr寄存器中的內(nèi)容相加
3. 把邏輯地址的偏移量與段描述符的Base字段的值相加就得到了線性地址。

操作系統(tǒng)課本中的介紹通常如下，可以與之進(jìn)行對(duì)比：

注意：GDT的第一項(xiàng)總是設(shè)置為0。這就確保空段選擇符的邏輯地址會(huì)被認(rèn)為是無(wú)效的，因此引起一個(gè)處理器異常。能夠保存在GDT中的段描述符的最大數(shù)目是8191，即2^13-1。

最后，由于整個(gè)地址轉(zhuǎn)換過(guò)程中，前兩個(gè)過(guò)程，即訪問(wèn)GDT、LDT中段描述符的過(guò)程是比較耗時(shí)的，為了加速該過(guò)程，80x86處理器提供了一種附加的非編程的寄存器供6個(gè)可編程的段寄存器使用。每個(gè)非編程寄存器含有8個(gè)字節(jié)的段描述符。通過(guò)這個(gè)非編程寄存器，達(dá)到了如下功能：每當(dāng)一個(gè)段描述符被裝入段寄存器時(shí)，相應(yīng)的段描述符就由內(nèi)存裝入到對(duì)應(yīng)的非編程CPU寄存器中，從那時(shí)起，針對(duì)那個(gè)段的邏輯地址轉(zhuǎn)換就可以不訪問(wèn)主存中的GDT或LDT，只有在段寄存器內(nèi)容改變時(shí)，才有必要訪問(wèn)GDT或LDT。

Linux中的分段

Linux以非常有限的方式使用分段，分段可以給一個(gè)進(jìn)程分配不同的線性地址空間，而分頁(yè)可以把同一線性地址空間映射到不同的物理空間，與分段相比，Linux更喜歡使用分頁(yè)方式，因?yàn)椋?/p>

1. 當(dāng)所有進(jìn)程使用相同的段寄存器時(shí)，內(nèi)存管理變得更簡(jiǎn)單，也就是說(shuō)他們能共享同樣的一組線性地址。
2. Linux設(shè)計(jì)目標(biāo)之一時(shí)可以把它移植到絕大多數(shù)的處理器平臺(tái)上。然而，RISC體系結(jié)構(gòu)對(duì)分段的支持很有限。

2.6版的Linux只有在80x86結(jié)構(gòu)下才需要使用分段。

運(yùn)行在用戶態(tài)的所有Linux進(jìn)程都使用一對(duì)相同的段來(lái)對(duì)指令和數(shù)據(jù)尋址。這兩個(gè)段就是所謂的用戶代碼段和用戶數(shù)據(jù)段。類似的運(yùn)行在內(nèi)核態(tài)的所有Linux進(jìn)程都使用一對(duì)相同的段對(duì)指令和數(shù)據(jù)尋址，他們分別是內(nèi)核代碼段和內(nèi)核數(shù)據(jù)段。下表顯示了這四個(gè)重要段的段描述符字段的值。

上面4個(gè)段，G標(biāo)志都設(shè)置為1，即limit以4096為單位。與段相關(guān)的線性地址從0開(kāi)始，達(dá)到2^32-1的尋址限長(zhǎng)，這意味著在用戶態(tài)或內(nèi)核態(tài)下的所有進(jìn)程可以使用相同的邏輯地址。

所有段都從0x00000000開(kāi)始，表示Linux下邏輯地址和線性地址是一致的，即邏輯地址的偏移量字段的值與相應(yīng)的線性地址的值總是一致的。

那如何區(qū)分這4個(gè)段呢？

如前所述，CPU的當(dāng)前特權(quán)級(jí)（CPL）反映了進(jìn)程是在用戶態(tài)還是內(nèi)核態(tài)，并由存放在cs寄存器中的段選擇符的RPL字段指定。只要當(dāng)前特權(quán)級(jí)被改變，一些段寄存器必須相應(yīng)地更新。例如，當(dāng)CPL=3時(shí)（用戶態(tài)），ds寄存器必須含有用戶數(shù)據(jù)段的段選擇符，而當(dāng)CPL=0時(shí)，ds寄存器必須含有內(nèi)核數(shù)據(jù)段的段選擇符。

頁(yè)式存儲(chǔ)

分頁(yè)單元（paging unit）把線性地址轉(zhuǎn)換成物理地址。其中的一個(gè)關(guān)鍵任務(wù)是把所請(qǐng)求的訪問(wèn)類型與線性地址的訪問(wèn)權(quán)限項(xiàng)比較，如果這次內(nèi)存訪問(wèn)是無(wú)效的，就產(chǎn)生一個(gè)缺頁(yè)異常。

為了效率起見(jiàn)，線性地址被分成以固定長(zhǎng)度為單位的組，稱為頁(yè)（page）。頁(yè)內(nèi)部連續(xù)的線性地址被映射到連續(xù)的物理地址中。這樣，內(nèi)核可以指定一個(gè)頁(yè)的物理地址和其存儲(chǔ)權(quán)限，而不用指定頁(yè)所包含的全部線性地址的存取權(quán)限。

分頁(yè)單元把所有的RAM分成固定長(zhǎng)度的頁(yè)框（有時(shí)叫做物理頁(yè)）。每一個(gè)頁(yè)框包含一個(gè)頁(yè)（page），也就是說(shuō)一個(gè)頁(yè)框的長(zhǎng)度與一個(gè)頁(yè)的長(zhǎng)度一致。頁(yè)框是主存的一部分，因此也是一個(gè)存儲(chǔ)區(qū)域。

把線性地址映射到物理地址的數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)稱為頁(yè)表。頁(yè)表存放在主存中，并在啟動(dòng)分頁(yè)單元之前必須由內(nèi)核對(duì)頁(yè)表進(jìn)行適當(dāng)?shù)某跏蓟?/p>

從80386開(kāi)始，所有的80x86處理器都支持分頁(yè)，它通過(guò)設(shè)置cr0寄存器的PG標(biāo)志啟用。當(dāng)PG=0時(shí)，線性地址就被解釋成物理地址。

常規(guī)分頁(yè)

從80386起，Intel處理器的分頁(yè)單元處理4KB的頁(yè)。

32位的線性地址被分為3個(gè)域（線性地址是根據(jù)位數(shù)劃分的，是隱式劃分的功能）：

• Directory(目錄):最高10位。
• Table(頁(yè)表)：中間10位。
• Offset(偏移量)：最低12位。

線性地址轉(zhuǎn)換為物理地址時(shí)，需要依賴兩張表：頁(yè)目錄表和頁(yè)表。轉(zhuǎn)換過(guò)程如下圖：

每個(gè)活動(dòng)進(jìn)程必須有一個(gè)分配給它的頁(yè)目錄，正在使用的頁(yè)目錄的物理地址存放在控制寄存器cr3中。線性地址內(nèi)的Directory字段決定頁(yè)目錄表中的目錄項(xiàng)，而目錄項(xiàng)指向適當(dāng)?shù)捻?yè)表。地址的Table字段依次又決定頁(yè)表中的表項(xiàng)，而表項(xiàng)含有頁(yè)所在頁(yè)框的物理地址。Offset字段決定頁(yè)框內(nèi)的相對(duì)位置，由于它是12位長(zhǎng)，故每一頁(yè)含有4096字節(jié)的數(shù)據(jù)。

頁(yè)目錄項(xiàng)表和頁(yè)表中的每項(xiàng)具有相同的結(jié)構(gòu)（可以先暫時(shí)跳過(guò)，碰到使用的字段可以再回來(lái)看），每項(xiàng)字段如下：

這里再簡(jiǎn)單強(qiáng)調(diào)一個(gè)問(wèn)題，為何要使用多級(jí)頁(yè)表：

常規(guī)分頁(yè)的加速策略

當(dāng)今的微處理器時(shí)鐘頻率接近幾個(gè)GHz，而動(dòng)態(tài)RAM（DRAM）芯片的存取時(shí)間是時(shí)鐘周期的數(shù)百倍。這意味著，當(dāng)從RAM中取操作數(shù)或向RAM中存放結(jié)果這樣的指令執(zhí)行時(shí)，CPU可能等待很長(zhǎng)時(shí)間。

硬件高速緩存

為了縮小CPU和RAM之間的速度不匹配，引入了硬件高速緩存內(nèi)存（hardware cache memory）。硬件高速緩存基于著名的局部性原理（locality principle），它表明由于程序的循環(huán)結(jié)構(gòu)及相關(guān)數(shù)組可以組織成線性數(shù)組，最近最常用的相鄰地址在最近的將來(lái)又被用到的可能性極大。80x86體系結(jié)構(gòu)中引入了一個(gè)叫行（line）的新單位。行由幾十個(gè)連續(xù)的字節(jié)組成，它們以脈沖突發(fā)模式（burst mode）在慢速DRAM和快速的用來(lái)實(shí)現(xiàn)告訴緩存的片上靜態(tài)RAM（SRAM）之間傳送，用來(lái)實(shí)現(xiàn)高速緩存。

高速緩存再被細(xì)分為行的子集。在一種極端的情況下，高速緩存可以是直接映射的(direct mapped),這時(shí)主存中的一個(gè)行總是存放在高速緩存中完全相同的位置。在另一種極端情況下，高速緩存是充分關(guān)聯(lián)的(fully associative)，這意味著主存中的任意一個(gè)行可以存放在高速緩存中的任意位置。但是大多數(shù)高速緩存在某種程度上是N-路組關(guān)聯(lián)的(N-way set associative)，意味著主存中的任意一個(gè)行可以存放在高速緩存N行中的任意一行中。例如，內(nèi)存中的一個(gè)行可以存放到一個(gè)2路組關(guān)聯(lián)高速緩存兩個(gè)不同的行中。

如下圖，硬件高速緩存由兩部分組成：

1. 硬件高速緩存內(nèi)存：負(fù)責(zé)存放真正的行
2. 高速緩存控制器：存放一個(gè)表項(xiàng)數(shù)組，每個(gè)表項(xiàng)對(duì)應(yīng)高速緩存內(nèi)存中的一個(gè)行。每個(gè)表項(xiàng)有一個(gè)標(biāo)簽(tag)和描述高速緩存行狀態(tài)的幾個(gè)標(biāo)志(flag)。這個(gè)標(biāo)簽由一些位組成,這些位讓高速緩存控制器能夠辨別由這個(gè)行當(dāng)前所映射的內(nèi)存單元。這種內(nèi)存物理地址通常分為3組:最高幾位對(duì)應(yīng)標(biāo)簽，中間幾位對(duì)應(yīng)高速緩存控制器的子集索引，最低幾位對(duì)應(yīng)行內(nèi)的偏移量。

這里引用鏈接中的一部分描述，對(duì)內(nèi)存物理地址進(jìn)行描述（否則后續(xù)的高速緩存訪問(wèn)過(guò)程可能比較難以看懂）：

訪問(wèn)cache時(shí)，訪問(wèn)地址可分為3個(gè)部分：偏移量Offset、索引Index和標(biāo)簽Tag。

• Offset是塊內(nèi)地址，在地址的低幾位，因?yàn)閏ache塊一般比較大，如每個(gè)cache塊32字節(jié)或64字節(jié)。以32個(gè)字節(jié)為例，讀cache時(shí)把32個(gè)字節(jié)即256位作為一組一起都讀出來(lái)，用Offset在32字節(jié)中選擇本次訪問(wèn)所需的字或雙字等；
• Index用來(lái)索引cache，訪問(wèn)時(shí)用Index作為訪問(wèn)cache的地址。
• 地址的高位是訪問(wèn)cache的Tag，由于cache的大小有限，每個(gè)cache行可能對(duì)應(yīng)內(nèi)存中的若干個(gè)存儲(chǔ)塊，cache中的每一行都要用tag來(lái)標(biāo)識(shí)當(dāng)前存的是哪個(gè)存儲(chǔ)塊，訪問(wèn)時(shí)用地址的Tag跟cache存的tag進(jìn)行比較，如果相等就給出命中信號(hào)hit。

了解了上面的內(nèi)容，原書(shū)中的高速緩存訪問(wèn)過(guò)程就可以很容易看懂了：

1. 當(dāng)訪問(wèn)一個(gè)RAM存儲(chǔ)單元時(shí),CPU從物理地址中提取出子集的索引號(hào)并把子集中所有行的標(biāo)簽與物理地址的高幾位相比較。
2. 如果發(fā)現(xiàn)某一個(gè)行的標(biāo)簽與這個(gè)物理地址的高位相同，則CPU命中一個(gè)高速緩存(cache hit);否則,高速緩存沒(méi)有命中(cache miss)。

最后給出了查找到高速緩存中具體內(nèi)容后的一些后操作：

1. 當(dāng)命中一個(gè)高速緩存時(shí)，高速緩存控制器進(jìn)行不同的操作，具體取決于存儲(chǔ)類型。

• 對(duì)于讀操作，控制器從高速緩存行中選取數(shù)據(jù)并送到CPU寄存器；不需要訪問(wèn)RAM而節(jié)約了CPU時(shí)間。因此高速緩存系統(tǒng)起到了其應(yīng)有的作用。
• 對(duì)于寫(xiě)操作，控制器可能采用以下兩個(gè)基本策略之一，分別稱之為通寫(xiě)和回寫(xiě)。
  • 在通寫(xiě)中，控制器總是既寫(xiě)RAM也寫(xiě)高速緩存行，為了提高寫(xiě)操作的效率關(guān)閉高速緩存。
  • 回寫(xiě)方式只更新高速緩存行，不改變RAM的內(nèi)容，提供了更快的功效。當(dāng)然，回寫(xiě)結(jié)束后，RAM最終必須被更新。只有當(dāng)CPU執(zhí)行一條要求刷新高速緩存表項(xiàng)的指令時(shí)，或者當(dāng)一個(gè)FLUSH硬件信號(hào)產(chǎn)生時(shí)（通常在高速緩存不命中之后），高速緩存控制器才把高速緩存行寫(xiě)回到RAM中。

2. 當(dāng)高速緩存沒(méi)有命中時(shí)，高速緩存行被寫(xiě)回到內(nèi)存中，如果有必要的話，吧正確的行從RAM中取出放到高速緩存的表項(xiàng)中。

頁(yè)目錄項(xiàng)表和頁(yè)表中的每項(xiàng)具有相同的結(jié)構(gòu) 中PCD和PWT兩個(gè)標(biāo)志用于控制上述操作：

• PCD（Page Cache Disabit）標(biāo)志指明當(dāng)訪問(wèn)包含在這個(gè)頁(yè)框中的數(shù)據(jù)時(shí)，高速緩存功能必須被啟用還是禁用。
• PWT（page Write-Through）標(biāo)志指明當(dāng)把數(shù)據(jù)寫(xiě)到頁(yè)框時(shí)，必須使用的策略是回寫(xiě)策略還是通寫(xiě)策略。

最后給出一個(gè)鏈接，較為詳細(xì)的介紹了硬件高速緩存，如果感興趣可以繼續(xù)了解。

轉(zhuǎn)換后援緩沖器（TLB）

注意：這個(gè)TLB不是Thread Local Buffer。

除了通用硬件高速緩存之外，80x86處理器還包含了另一個(gè)稱為轉(zhuǎn)換后援緩沖器或TLB（Translation Lookaside Buffer）的高速緩存用于加快線性地址的轉(zhuǎn)換。當(dāng)一個(gè)線性地址被第一個(gè)使用時(shí)，通過(guò)慢速訪問(wèn)RAM中的頁(yè)表計(jì)算出相應(yīng)的物理地址。同時(shí)物理地址被存放在一個(gè)TLB表項(xiàng)（TLB entry）中，以便以后對(duì)同一個(gè)線性地址的引用可以快速地得到轉(zhuǎn)換。

在多處理器系統(tǒng)中，每個(gè)CPU都有自己的TLB，這叫做該CPU的本地TLB。與硬件高速緩存相反，TLB中的對(duì)應(yīng)項(xiàng)不必同步，這是因?yàn)檫\(yùn)行在現(xiàn)有CPU上的進(jìn)程可以使同一線性地址與不同的物理地址發(fā)生聯(lián)系。

當(dāng)CPU的cr3控制寄存器被修改時(shí)，硬件自動(dòng)使本地TLB中的所有項(xiàng)都無(wú)效，這是因?yàn)樾碌囊唤M頁(yè)表被啟用而TLB指向的是舊數(shù)據(jù)。

64位系統(tǒng)中的分頁(yè)

通過(guò)上面我們可以看到32位系統(tǒng)使用兩級(jí)分頁(yè)就可以滿足需求，那64位系統(tǒng)呢？

首先假設(shè)一個(gè)大小為4KB的標(biāo)準(zhǔn)頁(yè)。因?yàn)?KB覆蓋2^{10個(gè)地址的范圍，4KB覆蓋2}12個(gè)地址，所以offset字段是12位。這樣線性地址就剩下52位分配給Table和Directory字段。如果我們現(xiàn)在決定僅僅使用64位中的48位來(lái)尋址(這個(gè)限制仍然使我們自在地?fù)碛?56TB的尋址空間!)，剩下的48-12=36位將被分配給Table和Directory字段。如果我們現(xiàn)在決定為兩個(gè)字段各預(yù)留18位,那么每個(gè)進(jìn)程的頁(yè)目錄和頁(yè)表都含有2^18個(gè)項(xiàng),即超過(guò)256000個(gè)項(xiàng)，而一頁(yè)無(wú)法放下如此多的頁(yè)目錄項(xiàng)和頁(yè)表項(xiàng)。

因此,所有64位處理器的硬件分頁(yè)系統(tǒng)都使用了額外的分頁(yè)級(jí)別。使用的級(jí)別數(shù)量取決于處理器的類型。下表總結(jié)出了一些Linux支持64位平臺(tái)使用的硬件分頁(yè)系統(tǒng)的主要特征：

Linux本身提供了一種通用的分頁(yè)系統(tǒng)，它適用于絕大多數(shù)所支持的硬件分頁(yè)系統(tǒng)。

Linux的分頁(yè)

Linux采用了一種同時(shí)適用于32位和64位系統(tǒng)的普通分頁(yè)模型。到2.6.10版本，Linux采用三級(jí)分頁(yè)的模型。從2.6.11版本開(kāi)始，采用了四級(jí)分頁(yè)模型，分為4種頁(yè)表如下：

• 頁(yè)全局目錄（Page Global Directory）
• 頁(yè)上級(jí)目錄（Page Upper Directory）
• 頁(yè)中間目錄（Page Middle Directory）
• 頁(yè)表（Page Table）

結(jié)構(gòu)如下圖：

頁(yè)全局目錄包含若干頁(yè)上級(jí)目錄的地址，頁(yè)上級(jí)目錄又依次包含若干頁(yè)中間目錄的地址，而頁(yè)中間目錄又包含若干頁(yè)表地址。因此線性地址被分成五個(gè)部分。上圖沒(méi)有顯示位數(shù)，因?yàn)槊恳徊糠值拇笮∨c具體的計(jì)算機(jī)體系結(jié)構(gòu)有關(guān)。

對(duì)于沒(méi)有啟用物理地址擴(kuò)展的32位系統(tǒng)，兩級(jí)頁(yè)表已經(jīng)足夠了。Linux通過(guò)使“頁(yè)上級(jí)目錄”位和“頁(yè)中間目錄”位全為0，從根本上取消了頁(yè)上集目錄和頁(yè)中間目錄字段。不過(guò)，頁(yè)上級(jí)目錄和頁(yè)中間目錄在指針序列中的位置被保留，以便同樣的代碼在32位系統(tǒng)和64位系統(tǒng)下都能使用。內(nèi)核為頁(yè)上集目錄和頁(yè)中間目錄保留了一個(gè)位置，這是通過(guò)把它們的頁(yè)目錄項(xiàng)數(shù)設(shè)置為1，并把這兩個(gè)目錄項(xiàng)映射到全局目錄一個(gè)適當(dāng)?shù)哪夸浂鴮?shí)現(xiàn)的。

總結(jié)

本篇文章主要講解內(nèi)存地址轉(zhuǎn)換的主要內(nèi)容，并對(duì)Linux內(nèi)核對(duì)段式存儲(chǔ)和頁(yè)式存儲(chǔ)進(jìn)行了簡(jiǎn)單的了解，下一篇文章將開(kāi)始進(jìn)行真正內(nèi)存管理相關(guān)的內(nèi)容。文章來(lái)源地址http://www.zghlxwxcb.cn/news/detail-635255.html

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