【Linux内核】内存管理——虚拟内存、分段、分页机制
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虚拟内存
为什么要有虚拟内存？
- 让每个进程都有独立的内存空间，每个进程都有自己的私有页表，提供一个可以执行多进程的环境。
- 利用程序运行局部性原理，允许进程的内存空间超过物理内存大小。
- 页表中维护着页的权限属性，使内存访问更安全。
假如没有虚拟内存，则会有进程空间不隔离的问题，比如进程A会改写进程B的内容造成进程B崩溃。并且会有内存效率和内存不足的问题，物理内存有限，如果进程在休眠，不需要用的内存但是还是占用了物理内存，新的进程可能会因为内存不足而起不来。
物理内存到虚拟内存的映射工作是由 MMU（内存管理单元）这颗硬件实现的。倘若没有MMU，例如单片机上不存在虚拟内存，在上面跑多个程序，每个程序的内存空间不独立，谈若访问了同一个地址内容，会直接影响到其他程序的运行，造成程序崩溃。
所以才会出现这样的结论：
- 单片机上只能跑多线程，线程是调度的基本单位
- 要实现多进程环境还需要MMU加入提供虚拟内存环境，进程是资源分配的基本单位
内存分段
在没有分段时，内存的换入换出都是以整个进程内存空间为单位，非常的耗时并且对内存的利用率也不高。
内存分段下，程序是由若干个逻辑分段组成的，如可由代码段、数据段、栈段、堆段组成。
不同的段是有不同的属性的，所以就用分段（Segmentation）的形式把这些段分离出来。
分段机制下的虚拟地址由两部分组成，段选择因子和段内偏移量。
- 段选择子就保存在段寄存器里面。段选择子里面最重要的是段号，用作段表的索引。段表里面保存的是这个段的基地址、段的界限和特权等级等。
- 虚拟地址中的段内偏移量应该位于 0 和段界限之间，如果段内偏移量是合法的，就将段基地址加上段内偏移量得到物理内存地址。
内存分段下的地址映射过程：
- 虚拟地址由段选择子和段偏移量组成
- 通过段选择子中的段号从段表中找到对应的段内描述符
- 段描述符里提供了段基址，加上虚拟地址上的段偏移量得到物理地址
不足之处：
- 产生外部内存碎片
- 内存交换的效率低
内存分页
分页是把整个虚拟和物理内存空间切成一段段固定尺寸的大小。这样一个连续并且尺寸固定的内存空间，我们叫页（Page）。在 Linux 下，每一页的大小为 4KB。
虚拟地址与物理地址之间通过页表来映射
页表是存储在内存里的，内存管理单元 （MMU）就做将虚拟内存地址转换成物理地址的工作。
当进程访问的虚拟地址在页表中查不到时，系统会产生一个缺页异常，进入系统内核空间分配物理内存、更新进程页表，最后再返回用户空间，恢复进程的运行。
采用了分页，由于内存空间都是预先划分好的，页与页之间是紧密排列的，所以不会有外部碎片。
不足之处：
- 产生内部内存碎片
换入和换出：
分页的方式使得我们在加载程序的时候，不再需要一次性都把程序加载到物理内存中。只有在程序运行中需要用到对应虚拟内存页里面的指令和数据时，再加载到物理内存里面去。
在分页机制下，虚拟地址分为两部分，页号和页内偏移。页号作为页表的索引，页表包含物理页每页所在物理内存的基地址，这个基地址与页内偏移的组合就形成了物理内存地址。
对于一个内存地址转换的三个步骤：
- 把虚拟内存地址，切分成页号和偏移量；
- 根据页号，从页表里面，查询对应的物理页号；
- 直接拿物理页号，加上前面的偏移量，就得到了物理内存地址。
多级页表
多级页表节约内存：页表要覆盖全部虚拟地址空间，不分级的页表就需要有 100 多万个页表项来映射，而二级分页则只需要 1024 个页表项。
举个具体的例子：VA代表虚拟地址，PA代表物理地址。
VA切分成3段
mmu_table[VA1][VA2] + VA3 = PA
等效做法
VA =0xC1203040;
VA1 = 0xC12;
VA2 = 0x03;
VA3 = 0x40;
mmu_table = 0x40004000 (PA);
mmu_table[0xC12] = ((u32*)0x40004000)[0xC12]
= 0x41224000 (PA);
mmu_table[0xC12][0x03] = ((u32*)0x41224000)[0x03]
= 0x42240000 (PA);
mmu_table[0xC12][0x03] + 0x40 = 0x42240040(PA);
对于 64 位的系统，两级分页肯定不够了，就变成了四级目录，分别是：
- 全局页目录项 PGD（Page Global Directory）；
- 上层页目录项 PUD（Page Upper Directory）；
- 中间页目录项 PMD（Page Middle Directory）；
- 页表项 PTE（Page Table Entry）；
页表缓存
CPU里有一个专门存放程序最常访问的页表项的 Cache 就是 TLB（Translation Lookaside Buffer） ，通常称为页表缓存、转址旁路缓存、快表。
在 CPU 芯片里面，封装了内存管理单元（Memory Management Unit）芯片，它用来完成地址转换和 TLB 的访问与交互。
有了 TLB 后，那么 CPU 在寻址时，会先查 TLB，如果没找到，才会继续查常规的页表。
段页式内存管理
先分段后分页，地址结构就由段号、段内页号和页内位移三部分组成。
用于段页式地址变换的数据结构是每一个程序一张段表，每个段又建立一张页表，段表中的地址是页表的起始地址，而页表中的地址则为某页的物理页号
段页式地址变换中要得到物理地址须经过三次内存访问：
- 第一次访问段表，得到页表起始地址；
- 第二次访问页表，得到物理页号；
- 第三次将物理页号与页内位移组合，得到物理地址。
用一下良许的图：
、
内存管理
Linux 操作系统中，虚拟地址空间被分为内核空间和用户空间两部分
每个虚拟内存中的内核地址，其实关联的都是相同的物理内存
虚拟空间的划分情况
用户空间内存，从低到高分别是 6 种不同的内存段：
- 程序文件段（.text），包括二进制可执行代码；
- 已初始化数据段（.data），包括静态常量；
- 未初始化数据段（.bss），包括未初始化的静态变量；
- 堆段，包括动态分配的内存，从低地址开始向上增长；
- 文件映射段，包括动态库、共享内存等，从低地址开始向上增长（跟硬件和内核版本有关 (opens new window)）；
- 栈段，包括局部变量和函数调用的上下文等。栈的大小是固定的，一般是 8 MB。当然系统也提供了参数，以便我们自定义大小；
堆 和 文件映射段 的内存是动态分配的。比如说，使用 C 标准库的 malloc() 或者 mmap() ，就可以分别在堆和文件映射段动态分配内存。
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