地址空间

地址空间

MMU(内存管理单元)

分段单元

CPU通过MMU的分段单元将逻辑地址转换为线性地址.

逻辑地址到线性地址的变换过程使用全局描述符表(GDT)和局部描述符表(LDT)

在分段单元中, 将逻辑地址分成[段标识符 : 段偏移量]

1. 通过段标识符在描述符表中找到相应的段描述符. 同时将段描述符保存在 非编程寄存器 中, 以便下次找相同的段时不必在查表.
2. 通过段描述符找到在分段单元中对应的段头地址.
3. 最后通过段偏移量就能找到线性地址.

逻辑地址范围 > 线性地址范围 也就会出现多个逻辑地址映射在同一个线性地址上.

关于逻辑地址的作用

​ 在一个进程中, 地址寻址是采用的是逻辑地址, 指针指向的地址也是逻辑地址, 而不是直接指向线性地址甚至物理地址. 所有的偏移量也是相对于该进程的首地址的. 因为一个进程是有它自己的页目录和页表集, 所以进程每次转成物理地址只需要在自己页中进行偏移就行了.

​ 综上 : 逻辑地址都是相对于进程而言的

分页段元

线性地址通过MMU的分页单元, 将线性地址转为物理地址.

具体的工作流程

1. 在MMU通过分页单元, 先通过TLB缓存快速的查找有没有对应的地址, 若有, 立即查表输出对应的物理地址, 若缓存没命中, 然后继续以下步骤
2. 在分页单元, 通过传送过来的线性地址, 将其拆分成两段, 一段用来查找对应的页目录地址, 并将地址存放在cr3寄存器中(页目录的地址, 这是物理地址)方便下次局部命中的查找效率. 另一段用来标记在页表中的偏移量.
3. 再将查找到的地址段周围的地址也一起传送到TLB中, 刷新部分缓存的地址(实现缓存的局部性)(刷新部分 : 因为TLB中有一些地址还是会经常会用, 不会刷新所有的, 不过进程切换会将TLB中的大部分缓存刷新)
4. 最坏的情况是MMU页表中也没有存放要转化的线性地址, 那么只能产生一个异常, 从内存或磁盘读取相应新的物理地址刷新存放在MMU中的部分地址

线性地址范围 > 物理地址范围, 也就会出现多个线性地址映射在同一个物理地址上, 可实现数据共享.

关于分页

​ 现代操作系统都使用分页来管理内存，分页可以让每个进程都有完整的虚拟地址空间，进程间的虚拟地址空间相互隔离以提供页层级的保护。另外分页可以让物理地址空间少于虚拟地址空间，同时可以使用磁盘存储暂时未使用的内存页，提供更多的"内存空间"。

实模式与保护模式

​ 在实模式下, 也就还没有开启分页功能, 所以此时的线性地址就是代表真实的物理地址.这种情况是发生在内核初始化第一阶段, 而临时页全局目录实在内核静态编译时初始化的.

​ 保护模式下, 内核启动了分页功能, 所以此时进程访问的地址需要 逻辑地址–> 线性地址 -->物理地址. 启动分页功能是发生在内核初始化的第二阶段, 建立页全局目录, 分页集.

所以在内核初始化完后, 此时才有内核态与用户态的划分

---

页

页分配

关于页的结构以及页的分配, 在这里写出了一些代码函数.

#include 
// page 与物理地址相关, 而不是与虚拟页相关
// 内核使用这个数据结构仅仅是为了描述当前时刻在相关的物理页中存放的东西. 这种数据结构只描述物理内存本身, 而不是描述其包含的数据
struct page
{
    // 存放页的状态
    unsigned long flags;
    // 由 page_count()返回_count的值(避免直接访问), 页引用计数, 可以查看该页被引用了多少次, 与
    atomic_t _count;
    // 作为缓存使用设置的使用的
    atomic_t _mapcount;
    // 可作为私有的页
    unsigned long private;
    struct address_space *mapping;
    pgoff_t index;
    struct list_head lru;
    void *virtual;
};
// ZONE_DMA : 
// ZONE_NORMAL : 正常能映射的地址
// ZONE_HIGHEM : 高端地址

分配连续的2的order次方的物理地址

struct page * alloc_pages(gfp_t gfp_mask, unsigned int order);
// 成功返回 物理页开始首地址; 失败返回 NULL

将物理地址转为逻辑地址. 使用alloc_page : 指向当前指定物理页的逻辑地址

struct page * alloc_page(struct page * page);

// 将页的内容清0, 也是为了让以前的数据都清空
unsigned long get_zeroed_page(unsigned int gfp_mask);

同样分配, 返回逻辑首地址, 跟alloc_pages 一样, 只是返回逻辑地址的首地址. 不过这个函数执行后要进行错误检查

unsigned long __get_free_pages(gfp_t gfp_mask, unsigned int order);
// 成功, 返回逻辑地址首地址; 失败, 返回NULL

地址分配

// 字节的分配, falgs : GFP_KERNEL, 进程分配使用; GFP_ATOMIC : 中断分配使使用
struct dog * kmalloc(sizeof(struct dog), gfp_t falgs);

// 分配来连续的线性地址
void * vmalloc(unsigned long size);

几个函数的区别

malloc() 分配的页只能保证是在虚拟地址空间是连续的

kmallc() 能确保在物理地址上是连续的

vmalloc() 确保在虚拟地址空间是连续的,但是每次分配 vmalloc 都是一页一页与物理地址连接起来, 容易发生TLB抖动

---

slab层

​ slab分配器是为了空闲链表的快速分配和释放, 实现高速缓存的功能. 空闲链表是指可供使用, 已经分配好的数据块.

高速缓存被划分成slab, 每个高缓又可以由多个slab组成.

​ slab的基本原则

1. 数据结构的频繁分配和释放
2. 回收大量分配之后释放的内存碎片
3. 对存放的对象进行着色, 以防止多个对象映射到相同的高速缓存行.

一个例子 :

​ 文件 inode 索引节点, 需要经常的释放和构建, 所以内核采用将它交给slab高缓. 而 struct indoe 由inode_cachep高速缓存分配的.


slab层把不同的对象划分到缓存组中, 所以每个高缓组都存放着不同数据类型的对象, 每种对象对应一个高速缓存.

slab结构

struct slab
{
    // slab 的状态 : 满, 部分满, 空
    struct list_head list;
    // slab 的偏移量
    unsigned long colouroff;
    // slab 中的第一个对象
    void * s_mem;
    // slab 以分配的数量
    unsigned int inuse;
    // 第一个空闲对象
    kmem_bufctl_t free;
};

高速缓存创建

高速缓存的创建函数

// name : 缓存的名称
// size : 高速缓存中每个数据的大小
// align : slab内第一个对象的偏移
// flags : 高速缓存的行为
// ctor : 构造函数, linux中为 NULL
struct kmem_cache * kmem_cache_create(const char *name, size_t size, size_t align, unsigned long flags, void (*ctor)(void *));

struct task是由 kmem_cache_create() 函数创建的一个名为task的缓存, 里面存放的也是struct task 的结构

task_struct_cachep = kmem_cache_create("struct task", 
                                       sizeof(struct task_struct), 
                                       ARCH_MIN_TASKALIGN, 
                                       SLAB_PANIC | SLAB_NOTRACK, 
                                       NULL);

struct task 缓存不允许创建失败, 也是不可覆盖和删除的缓存.

---

小结

字节 : kmalloc(分配连续的物理地址), vmalloc(分配连续的虚拟地址空间, 可能会发生抖动)

页 : __get_free_pages(要做错误检查), alloc_page