Linux学习-内存管理MMU结构讲解

开篇从内存管理入手,先了解MMU最基本原理,分析下CPU是如何访问到内存的。

一、MMU介绍

MMU(Memory Management Unit):内存管理单元,它是中央处理器(CPU)中用来管理虚
拟存储器、物理存储器的控制线路,同时也负责虚拟地址映射为物理地址,以及提供硬件机制
的内存访问授权。

二、假设页表只有一级

对于一个有MMU的CPU而言,MMU开启后,CPU是这样寻址的:CPU任何时候,一切时候,发
出的地址都是虚拟地址,这个虚拟地址发给MMU后.MMU通过页表来在页表里面查出来这个虚
拟地址对应的物理地址是什么,从而去访问外面的内存条。MMU里面的页表地址寄存器,记录
了页表本身的存放位置。

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现在我们假设每一页的大小是4KB,而且假设页表只有一级,这个页表长成下面这个样子,页表的每一行是32个bit。

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总结CPU访问虚拟地址的流程如下:

依次按顺序判断:是否命中(命中:想要的数据在内存中)、是否满足RWX权限、是否满足
User/Kernel权限,只要一项不满足,MMU会给CPU发出paqefault,CPU自动跳到fault的代码
去处理fault。全满足,那么MMU就去访问内存条上对应的地址。

另外,如果页表只有1级,每4KB的虚拟地址空间就需要页表里面的一行(32bit),那么CPU要覆盖到整个4GB的内存,就需要这个页表的大小是:4MB。

所以,这个页表的大小是4MB,覆盖了整个0-4GB的虚拟地址空间,任何一个虚拟地址,都可
以用地址的高20位(由于一页是4KB,低12位就是叶内偏移了),作为页表这个表的行号去读
对应的页表项。

这个查水表的过程,由MMU硬件自动完成。

现在我们假设在Linux里面有2个进程,一个是QQ,一个是Firefox,他们的页表分别如下:

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当CPU在执行QQ的时候,Linux会把QQ的页表的物理地址255MB,填入MMU的页表地址寄存
器,于是这个时候,QQ的页表生效。根据页表内容,CPU如果访问4KB这个虚拟地址的话,
MMU访问内存条的6MB物理地址:CPU如果访问8KB这个虚拟地址的话,MMU访问内存条的
8MB物理地址:CPU如果访问3GB这个虚拟地址的话,MMU访问内存条的0MB物理地址;

当CPU在执行Firefox的时候,Linux会把Firefox的页表的物理地址280MB,填入MMU的页表地址
寄存器,于是这个时候,Firefox的页表生效,QQ的页表淡出江湖。根据页表内容,CPU如果访
问4KB这个虚拟地址的话,MMU访问内存条的100MB物理地址:CPU如果访问8KB这个虚拟地
址的话,MMU访问内存条的200MB物理地址:CPU如果访问3GB这个虚拟地址的话,MMU访
问内存条的0MB物理地址。

上面我们发现一个共同点,QQ和Firefox去访问3GB虚拟地址的时候,最终MMU访问的都是
0MB这个物理地址,具体原因非常简单,QQ和Firefox,这2张页表里面,3GB/4KB这一行,里面填的是完全一样的东东。

三、多级页表:真实的存在

上面我们发现,如果采用一级页表的话,每个进程都需要1个4MB的页表,这个空间浪费还是很
大,干是我们可以采用二级或者三级页表。举例如下,假设我们用地址的高10位作为一级页表
的索引,中间10位作为2级页表的索引。CPU访问虚拟地址16,这个地址如果分解为10/10/12位
的话,就是这个样子:

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那么MMU会用0这个下标去访问一级页表(一级页表的地址填入MMU的页表地址寄存器)的第
0行,第0行的内容写的是2MB(此外不再是最终的物理地址,而是二级页表的物理地址).证明二
级页表的地址在2MB,于是MMU自动去以中间的10位作为下标,去查询位置在2MB的二级页
表.在2级页表里面,最终查到第0页(地址范围0x00000000~0x00000FFF)这个虚拟地址的物理地
址是1GB,于是MMU去访问内存条的1GB+16这个物理地址。

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据以上分析,1级页表占据的内存是2的10次方,再乘以4,即4KB。而每个二级页表,也是2的10次方,再乘以4,即4KB。分级机制的主要好处是,二级页表不是一定存在了,比如一级页表
的第2行不命中,也即如下地址都无效的话:

Linux学习-内存管理MMU结构讲解_第7张图片

那么这一行对应的二级页表,就整个都不需要了,于是就省掉了这段区间4KB二级页表的内存占用。页表当然还有是三级甚至更多。

至于有多级页表的时候,其实MMU也只需要知道一级页表的基地址即可。每次切换进程的时
候,把一级页表的地址重新填入MMU,把新的进程的页表激活即可。

 

 

 

 

 

 

 

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