Linux内存管理图解

内存管理的实质 : http://bbs.chinaunix.net/thread-2055231-1-1.html

 

 

 

转自: http://www.cublog.cn/u3/94690/showart_2051283.html

 

 

Linux内存管理图解
作者:wdy

一、逻辑地址转线性地址
   
机器语言指令中出现的内存地址,都是逻辑地址,需要转换成线性地址,再经过MMU(CPU中的内存管理单元)转换成物理地址才能够被访问到。
我们写个最简单的hello world程序,用gccs编译,再反编译后会看到以下指令:
mov    0x80495b0, %eax
这里的内存地址0x80495b0 就是一个逻辑地址,必须加上隐含的DS 数据段的基地址,才能构成线性地址。也就是说 0x80495b0 是当前任务的DS数据段内的偏移。
 
 

在x86保护模式下,段的信息(段基线性地址、长度、权限等)即段描述符占8个字节,段信息无法直接存放在段寄存器中(段寄存器只有2字节)。Intel的设计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内的索引值(index)。
Linux中逻辑地址等于线性地址。为什么这么说呢?因为Linux所有的段(用户代码段、用户数据段、内核代码段、内核数据段)的线性地址都是从 0x00000000 开始,长度4G,这样 线性地址=逻辑地址+ 0x00000000,也就是说逻辑地址等于线性地址了。
这样的情况下Linux只用到了GDT,不论是用户任务还是内核任务,都没有用到LDT。GDT的第12和13项段描述符是 __KERNEL_CS 和__KERNEL_DS,第14和15项段描述符是 __USER_CS 和__USER_DS。内核任务使用__KERNEL_CS 和__KERNEL_DS,所有的用户任务共用__USER_CS 和__USER_DS,也就是说不需要给每个任务再单独分配段描述符。内核段描述符和用户段描述符虽然起始线性地址和长度都一样,但DPL(描述符特权级)是不一样的。__KERNEL_CS 和__KERNEL_DS 的DPL值为0(最高特权),__USER_CS 和__USER_DS的DPL值为3。
用gdb调试程序的时候,用info reg 显示当前寄存器的值:
cs             0x73     115
ss             0x7b     123
ds             0x7b     123
es             0x7b     123
可以看到ds值为0x7b, 转换成二进制为 00000000 01111011,TI字段值为0,表示使用GDT,GDT索引值为 01111,即十进制15,对应的就是GDT内的__USER_DATA 用户数据段描述符。
从上面可以看到,Linux在x86的分段机制上运行,却通过一个巧妙的方式绕开了分段。
Linux主要以分页的方式实现内存管理。

二、线性地址转物理地址

前面说了Linux中逻辑地址等于线性地址,那么线性地址怎么对应到物理地址呢?这个大家都知道,那就是通过分页机制,具体的说,就是通过页表查找来对应物理地址。

分页是CPU提供的一种机制,Linux只是根据这种机制的规则,利用它实现了内存管理。

分页的基本原理是把线性地址分成固定长度的单元,称为页(page)。页内部连续的线性地址映射到连续的物理地址中。X86每页为4KB(为简化分析,我们不考虑扩展分页的情况)。为了能转换成物理地址,我们需要给CPU提供当前任务的线性地址转物理地址的查找表,即页表(page table),页表存放在内存中。

在保护模式下,控制寄存器CR0的最高位PG位控制着分页管理机制是否生效,如果PG=1,分页机制生效,需通过页表查找才能把线性地址转换物理地址。如果PG=0,则分页机制无效,线性地址就直接作为物理地址。

为了实现每个任务的平坦的虚拟内存和相互隔离,每个任务都有自己的页目录表和页表。

为了节约页表占用的内存空间,x86将线性地址通过页目录表和页表两级查找转换成物理地址。

32位的线性地址被分成3个部分:

最高10位 Directory 页目录表偏移量,中间10位 Table是页表偏移量,最低12位Offset是物理页内的字节偏移量。

页目录表的大小为4KB(刚好是一个页的大小),包含1024项,每个项4字节(32位),表项里存储的内容就是页表的物理地址(因为物理页地址4k字节对齐,物理地址低12位总是0,所以表项里的最低12字节记录了一些其他信息,这里做简化分析)。如果页目录表中的页表尚未分配,则物理地址填0。

页表的大小也是4k,同样包含1024项,每个项4字节,内容为最终物理页的物理内存起始地址。



每个活动的任务,必须要先分配给它一个页目录表,并把页目录表的物理地址存入cr3寄存器。页表可以提前分配好,也可以在用到的时候再分配。

还是以 mov    0x80495b0, %eax  中的地址为例分析一下线性地址转物理地址的过程。

前面说到Linux中逻辑地址等于线性地址,那么我们要转换的线性地址就是0x80495b0。转换的过程是由CPU自动完成的,Linux所要做的就是准备好转换所需的页目录表和页表(假设已经准备好,给页目录表和页表分配物理内存的过程很复杂,后文再分析)。

内核先将当前任务的页目录表的物理地址填入cr3寄存器。

线性地址 0x80495b0 转换成二进制后是 0000 1000 0000 0100 1001 0101 1011 0000,最高10位0000 1000 00的十进制是32,CPU查看页目录表第32项,里面存放的是页表的物理地址。线性地址中间10位00 0100 1001 的十进制是73,页表的第73项存储的是最终物理页的物理起始地址。物理页基地址加上线性地址中最低12位的偏移量,CPU就找到了线性地址最终对应的物理内存单元。

我们知道Linux中用户进程线性地址能寻址的范围是0 - 3G,那么是不是需要提前先把这3G虚拟内存的页表都建立好呢?一般情况下,物理内存是远远小于3G的,加上同时有很多进程都在运行,根本无法给每个进程提前建立3G的线性地址页表。Linux利用CPU的一个机制解决了这个问题。进程创建后我们可以给页目录表的表项值都填0,CPU在查找页表时,如果表项的内容为0,则会引发一个缺页异常,进程暂停执行,Linux内核这时候可以通过一系列复杂的算法给分配一个物理页,并把物理页的地址填入表项中,进程再恢复执行。当然进程在这个过程中是被蒙蔽的,它自己的感觉还是正常访问到了物理内存。

怎样防止进程访问不属于自己的线性地址(如内核空间)或无效的地址呢?内核里记录着每个进程能访问的线性地址范围(进程的vm_area_struct 线性区链表和红黑树里存放着),在引发缺页异常的时候,如果内核检查到引发缺页的线性地址不在进程的线性地址范围内,就发出SIGSEGV信号,进程结束,我们将看到程序员最讨厌看到的Segmentation fault。

 

你可能感兴趣的:(Linux内存管理图解)