深入理解 Linux 内核 --- 内存寻址

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内存地址

• 逻辑地址，段标识符（段选择符，16 位） + 段内偏移（32 位）。
• 线性地址，也称虚拟地址，32 位无符号整数。
• 物理地址，用于内存芯片级内存单元寻址，32 位或 36 位无符号整数。

内存仲裁器。多处理器系统中，所有 CPU 共享同一内存，内存仲裁器可保证 RAM 芯片上的读写操作必须串行执行。即便单处理系统也需要，因为 DMA 控制器可以与 CPU 并发操作。

段选择符

段选择符中的字段：

• index，段描述符入口。
• TI，Table Indicator，TI = 0，GDT 中；TI = 1，LDT 中。
• RPL，请求者特权级。

段选择符存放在段寄存器中。段寄存器包括：

• cs，代码段寄存器，指向包含程序指令的段。包含一个两位的字段，指明 CPU 当前特权级（Current Privilege Level，CPL）。0，内核态；3，用户态。
• ss，栈段寄存器，指向包含当前程序栈的段。
• ds，数据段寄存器，指向包含静态数据或全局数据的段
• es，fs，gs，可指向任意数据的段。

段描述符

段描述符，8 字节，放在全局描述符表（Global Descriptor Table，GDT）或局部描述符表（Local Descriptor Table，LDT）。

通常只定义一个 GDT，GDT 存放在 gdtr 控制寄存器中。LDT 保存每个进程附加的段，LDT 存放在 ldtr 控制寄存器中。

段描述符中的字段：

• Base，段首字节的线性地址。
• G，粒度标志。
• Limit，最后一个内存单元的偏移量。
• S，系统标志。0，系统段。
• Type，段的类型特征及存取权限。代码段描述符，S = 1；数据段描述符，S = 1；任务状态段描述符，进程是否正在 CPU 上运行，S = 0；局部描述符表描述符（LDTD）。
• DPL，描述符特权级字段（Descriptor Privilege Level）。0，只有 CPL 为 0 时才能访问；3，对任何 CPL 值都可访问。
• P，Segment-Present 标志，0 表示不在主存中。
• D 或 B。
• AVL。
  

与分段相比，Linux 更喜欢分页：

• 所有进程使用相同的段寄存器值，内存管理简单。
• 更方便跨平台，因为 RISC 对分段支持有限。

4 个主要的 Linux 段的段描述符：用户代码段、用户数据段、内核代码段、内核数据段。

其他：任务状态段描述符（TSSD），保存处理寄存器的内容。局部描述符表描述符（LDTD），包含一个 LDT 段。

快速访问段描述符

当一个段选择符被装入段寄存器，相应的段描述符就从内存装入到附加的非编程 CPU 寄存器，段的逻辑地址转换不必访问 GDT 或 LDT。

分段单元：逻辑地址—>线性地址

分段单元执行以下操作：

• 根据段选择符的 TI 字段，决定从 GDT（gdtr 寄存器） 还是 LDT（ldtr 寄存器） 中取段描述符。
• 将段选择符的 index 字段乘以 8（段描述符大小），再与 gdtr 或 ldtr 寄存器中的内容相加，得到段描述符地址。
• 逻辑地址的偏移量与段描述符的 Base 字段值相加。

有了附加的非编程 CPU 寄存器，可以省略前两步。

分页：线性地址—>物理地址

页：线性地址被分成以固定长度为单位的组。
页框：分页单元把 RAM 分成固定长度的页框，与页的长度一致。页可以存放在任何页框中。
页表：把线性地址映射到物理地址的数据结构，存放在主存中，在启用分页单元前由内核对页表初始化。

1、常规分页

32 位线性地址被分成 3 个域：

• Directory，目录，高 10 位。
• Table，页表，中间 10 位。
• Offset，偏移量，最低 12 位。

线性地址的转换分两步：

• 基于页目录表（page directory）
• 基于页表（page table）

举例：读线性地址 0x20021406 中的字节，分页单元进行如下处理：

• Directory 字段，即高 10 位，为 0x80，选择页目录的第 0x80 目录项，指向与该进程相关的页表。
• Table 字段 0x21，选择页表的第 0x21 项。
• Offset 字段 0x406，在目标页框中读偏移量为 0x406 中的字节。
• 如果 Present 标志为 0，产生缺页中断。

使用二级页表可减少每个进程页表所需 RAM 的数量。

每个活动进程都有一个页目录。正在使用的页目录的物理地址存放在控制寄存器 cr3 中。

页目录项目和页表项结构相同，包含的字段有：

• Present 标志，1，页/页表在主存中；0，不在主存中。
• 包含页框物理地址最高 20 位的字段，页框大小为 4K，所以物理地址的最低 12 为总是 0。
• Accessed 标志，操作系统操作。
• Dirty 标志，只应用于页表项，对一个页框写操作时设置。
• Read/Write 标志，存取权限，0，只读；1，可读写。
• User/Supervisor 标志，0，只有 CPL 小于 3（内核态）时才能对页寻址；1，总能对页寻址。
• PCD 和 PWT 标志，控制硬件高速缓存处理页或页表的方式。PCD，Page Cache Disable，访问此页框中的数据时，高速缓存功能是启用还是禁用。PWT，Page Write-Through，数据写到页框时使用回写策略还是通写策略。
• Page Size 标志，只应用于页目录项，1，则页目录项指的是 2MB 或 4MB 的页框。
• Global 标志，只应用于页表项，防止页从 TLB 高速缓存刷新出去。需设置 cr4 寄存器中的页全局启用（PGE）标志。

2、扩展分页

允许页框大小为 4 MB。

启用页目录项的 Page Size 标志。分页单元把 32 位线性地址分成两个字段：

• Directory，最高 10 位。
• Offset，其余 22 位。

设置 cr4 处理寄存器的 PSE 标志，可使扩展分页和常规分页共存。

3、物理地址扩展（PAE）分页机制

Inter 通过在处理器上把管脚数从 32 增加到 36，使得寻址能力达到 64 GB，需要引入新的分页机制将 32 位线性地址转换为 36 位物理地址—物理地址扩展（Physical Address Extension, PAE）机制。

设置 cr4 控制寄存器中的物理地址扩展（PAE）标志可激活 PAE。

新的分页机制：

• 64GB RAM 被分成 2 $^{24}$个表项，页表项物理地址字段由 20 扩展到了 24 位。页表项大小由 32 位变为 64 位增加了一倍，使得 4KB 的页表包含的表项由 1024 将为 512。
• 引入页表新级别：页目录指针表（Page Directory Pointer Table，PDPT），由 4 个 64 位表项组成。
• cr3 控制寄存器包含一个 27 位的页目录指针表（PDPT）基址字段。
• 线性地址映射到 4 KB 的页时，32 位线性地址解释方式：cr3，指向一个 PDPT；位 31-30，指向 PDPT 4个项中的一个；位 29-21，指向页目录中 512 个项中的一个；位 20-12，指向页表中 512 项中的一个；位 11-0，4KB 页中的偏移量。
• 线性地址映射到 2 M 的页时（页目录项中的 PS 为 1）：同上；位 20-0，指向 2MB 页中的偏移量。

相当于页目录项和页表项均由 10 位降为 9 位，高 2 位指向 PDPT。

4、64 位系统中的分页

采用 3/4 级分页。

硬件高速缓存

为了缩小 CPU 与 RAM 之间的速度不匹配，引入硬件高速缓存内存（hardware cache memory）。硬件高速缓存基于局部性原理。

80x86 引入行（line）的新单位，由几十个连续字节组成。高速缓存被细分为行的子集。大多数高速缓存是 N-路组关联的，主存中的任意一个行可以存放在高速缓存 N 行中的任意一行。

高速缓存单元插在分页单元和主存之间，包括一个硬件高速缓存内存和一个高速缓存控制器。高速缓存内存中存放内存中的行。高速缓存控制器存放一个表项数组，每个表项对应一个行。每个表项有一个标签，用于辨别行所映射的内存单元。内存物理地址通常分 3 组，高几位对应标签，中间几位对应高速缓存控制器的子集索引，最低几位对应行内的偏移量。

访问一个 RAM 存储单元时，CPU 取出物理地址中的子集索引号，并把子集中所有行的标签与物理地址高几位比较，如果某行的标签与物理地址的高几位相同，则 CPU 命中一个高速缓存。

高速缓存侦听：只要一个 CPU 修改了它的硬件高速缓存，它就必须检查其他硬件高速缓存是否包含相同的数据；如果是，通知其他 CPU 进行更新。由硬件处理，内核无需关心。

Linux 清除了所有页目录项和页表项中的 PCD 和 PWT 标志，即对于所有的页框都启用高速缓存，对于写操作总是采用回写策略。

快表（Translation Lookaside Buffer，TLB）

除了硬件高速缓存，TLB 也可以加速线性地址向物理地址转换。

一个线性地址被第一次使用时，需通过慢速访问 RAM 中的页表计算出物理地址。同时，物理地址被存放在一个 TLB 表项中，下次使用同一线性地址时就可以直接从 TLB 中取。

cr3 控制寄存器被修改时，硬件使本地 TLB 中所有项无效，因为新的一组页表被启用。

我理解的硬件高速缓存与 TLB 的区别：硬件高速缓存根据局部性原理将可能会用到的物理地址也加载进来，TLB 仅仅存放曾经用过的物理地址。

Linux 中的分页

兼容 32 、64 位系统。

从 2.6.11 版本开始，采用 4 级分页模型：

• 页全局目录（Page Global Directory）
• 页上级目录（Page Upper Directory）
• 页中间目录（Page Middle Directory）
• 页表（Page Table）

对于 32 位系统，如果没有启用物理地址扩展，2 级页表即可，页上级目录和页中间目录全为 0；否则，使用 3 级页表，页全局目录 <—> 80x86 的页目录指针表（PDPT），取消页上级目录，页中间目录 <—> 80x86 的页目录，页表 <—> 80x86 的页表。

对于 64 位系统，使用 3 还是 4 级分页取决于硬件对线性地址的划分。

1、物理内存布局

• 页框 0 由 BIOS 使用，存放加电自检期间检查到的系统硬件配置。

• 物理地址从 0x000a0000 到 0x000fffff 留给 BIOS 例程，并映射 ISA 图像卡内部内存。

• 第一个 MB 内的其他页框标记为保留，可能由特定计算机模型保留。

• Linux 内核从物理地址 0x00100000 开始，即第二个 MB 开始。典型的配置所得到的内核可被安装在小于 3MB 的 RAM 中。
  

_text 对应于物理地址 0x00100000，为内核代码第一个字节的地址，_etext 为内核代码结束的位置。

内核分两组：初始化过的数据，_etext ~ edata；未初始化过的数据，e_data ~ _end

2、进程页表

进程的线性地址空间分成两部分：

• 0x00000000 到 0xbfffffff，用户态或内核态的进程都可寻址。
• 0xc0000000 到 0xffffffff，只有内核态的进程可以寻址。

页全局目录的第一部分表项映射的线性地址小于 0xc0000000，具体大小依赖于特定进程。剩余表项对所有进程相同。

3、内核页表

内核初始化自己的页表过程分两个阶段：

• 内核创建一个大小为 128KB 的空间，包括内核的代码段和数据段、初始页表和用于存放动态数据的结构。
• 对剩余 RAM 建立分页表。

RAM 可用空间 3 种情况下的内核页表：

• < 896 MB，物理地址与虚拟地址一一对应。
• 896 MB ~ 4 GB，动态重映射。
• > 4 GB，非连续内存管理。