1.????x86的物理地址空間布局

以x86_32，4G RAM為例：

物理地址空間的頂部以下一段空間，被PCI設(shè)備的I/O內(nèi)存映射占據(jù)，它們的大小和布局由PCI規(guī)范所決定。640K~1M這段地址空間被BIOS和VGA適配器所占據(jù)。

由于這兩段地址空間的存在，導(dǎo)致相應(yīng)的RAM空間不能被CPU所尋址(當(dāng)CPU訪問該段地址時，北橋會自動將目的物理地址“路由”到相應(yīng)的I/O設(shè)備上，不會發(fā)送給RAM)，從而形成RAM空洞。

當(dāng)開啟分段分頁機制時，典型的x86尋址過程為

內(nèi)存尋址的工作是由Linux內(nèi)核和MMU共同完成的，其中Linux內(nèi)核負責(zé)cr3，gdtr等寄存器的設(shè)置，頁表的維護，頁面的管理，MMU則進行具體的映射工作。

2.????Linux的內(nèi)存管理

Linux采用了分頁的內(nèi)存管理機制。由于x86體系的分頁機制是基于分段機制的，因此，為了使用分頁機制，分段機制是無法避免的。為了降低復(fù)雜性，Linux內(nèi)核將所有段的基址都設(shè)為0，段限長設(shè)為4G，只是在段類型和段訪問權(quán)限上有所區(qū)分，并且Linux內(nèi)核和所有進程共享1個GDT，不使用LDT(即系統(tǒng)中所有的段描述符都保存在同一個GDT中)，這是為了應(yīng)付CPU的分段機制所能做的最少工作。

Linux內(nèi)存管理機制可以分為3個層次，從下而上依次為物理內(nèi)存的管理、頁表的管理、虛擬內(nèi)存的管理。

3.????頁表管理

為了保持兼容性，Linux最多支持4級頁表，而在x86上，實際只用了其中的2級頁表，即PGD（頁全局目錄表）和PT(頁表)，中間的PUD和PMD所占的位長都是0，因此對于x86的MMU是不可見的。

在內(nèi)核源碼中，分別為PGD，PUD，PMD，PT定義了相應(yīng)的頁表項，即

(定義在include/asm-generic/page.h中)

typedef struct {unsigned long pgd;} pgd_t;

typedef struct {unsigned long pud;} pud_t;

typedef struct {unsigned long pmd;} pmd_t;

typedef struct {unsigned long pte;} pte_t;

為了方便的操作頁表項，還定義了以下宏：

(定義在arch/x86/include/asm/pgtable.h中)

mk_pte

pgd_page/pud_page/pmd_page/pte_page

pgd_alloc/pud_alloc/pmd_alloc/pte_alloc

pgd_free/pud_free/pmd_free/pte_free

set_pgd/ set_pud/ set_pmd/ set_pte

…

4.????物理內(nèi)存管理

Linux內(nèi)核是以物理頁面(也稱為page frame)為單位管理物理內(nèi)存的，為了方便的記錄每個物理頁面的信息，Linux定義了page結(jié)構(gòu)體：

(位于include/linux/mm_types.h)

struct page {

unsigned long flags;?????????

atomic_t _count;???????

union {

atomic_t _mapcount;??????

struct {????????? /* SLUB */

u16 inuse;

u16 objects;

};

};

union {

struct {

unsigned long private;????????????

struct address_space *mapping;???

};

struct kmem_cache *slab;????? /* SLUB: Pointer to slab */

struct page *first_page;? /* Compound tail pages */

};

union {

pgoff_t index;???????????? /* Our offset within mapping. */

void *freelist;???????????? /* SLUB: freelist req. slab lock */

};

struct list_head lru;??????????

…

};

Linux系統(tǒng)在初始化時，會根據(jù)實際的物理內(nèi)存的大小，為每個物理頁面創(chuàng)建一個page對象，所有的page對象構(gòu)成一個mem_map數(shù)組。

進一步，針對不同的用途，Linux內(nèi)核將所有的物理頁面劃分到3類內(nèi)存管理區(qū)中，如圖，分別為ZONE_DMA，ZONE_NORMAL，ZONE_HIGHMEM。

ZONE_DMA的范圍是0~16M，該區(qū)域的物理頁面專門供I/O設(shè)備的DMA使用。之所以需要單獨管理DMA的物理頁面，是因為DMA使用物理地址訪問內(nèi)存，不經(jīng)過MMU，并且需要連續(xù)的緩沖區(qū)，所以為了能夠提供物理上連續(xù)的緩沖區(qū)，必須從物理地址空間專門劃分一段區(qū)域用于DMA。

ZONE_NORMAL的范圍是16M~896M，該區(qū)域的物理頁面是內(nèi)核能夠直接使用的。

ZONE_HIGHMEM的范圍是896M~結(jié)束，該區(qū)域即為高端內(nèi)存，內(nèi)核不能直接使用。

內(nèi)存管理區(qū)

內(nèi)核源碼中，內(nèi)存管理區(qū)的結(jié)構(gòu)體定義為

struct zone {

...

struct free_area? free_area[MAX_ORDER];

...

spinlock_t??????????? lru_lock;??????

struct zone_lru {

struct list_head list;

} lru[NR_LRU_LISTS];

struct zone_reclaim_stat reclaim_stat;

unsigned long???????????? pages_scanned;? ?? /* since last reclaim */

unsigned long???????????? flags;???? ?????? ?? /* zone flags, see below */

atomic_long_t??????????? vm_stat[NR_VM_ZONE_STAT_ITEMS];

unsigned int inactive_ratio;

...

wait_queue_head_t?? * wait_table;

unsigned long???????????? wait_table_hash_nr_entries;

unsigned long???????????? wait_table_bits;

...

struct pglist_data?????? *zone_pgdat;

unsigned long???????????? zone_start_pfn;

...

};

其中zone_start_pfn表示該內(nèi)存管理區(qū)在mem_map數(shù)組中的索引。

內(nèi)核在分配物理頁面時，通常是一次性分配物理上連續(xù)的多個頁面，為了便于快速的管理，內(nèi)核將連續(xù)的空閑頁面組成空閑區(qū)段，大小是2、4、8、16…等，然后將空閑區(qū)段按大小放在不同隊列里，這樣就構(gòu)成了MAX_ORDER個隊列，也就是zone里的free_area數(shù)組。這樣在分配物理頁面時，可以快速的定位剛好滿足需求的空閑區(qū)段。這一機制稱為buddy system。

當(dāng)釋放不用的物理頁面時，內(nèi)核并不會立即將其放入空閑隊列(free_area)，而是將其插入非活動隊列l(wèi)ru，便于再次時能夠快速的得到。每個內(nèi)存管理區(qū)都有1個inacitive_clean_list。另外，內(nèi)核中還有3個全局的LRU隊列，分別為active_list，inactive_dirty_list和swapper_space。其中active_list用于記錄所有被映射了的物理頁面，inactive_dirty_list用于記錄所有斷開了映射且未被同步到磁盤交換文件中的物理頁面，swapper_space則用于記錄換入/換出到磁盤交換文件中的物理頁面。

物理頁面分配

分配物理內(nèi)存的函數(shù)主要有

struct page * __alloc_pages(zonelist_t *zonelist, unsigned long order);

參數(shù)zonelist即從哪個內(nèi)存管理區(qū)中分配物理頁面，參數(shù)order即分配的內(nèi)存大小。

__get_free_pages(unsigned int flags,unsigned int order);

參數(shù)flags可選GFP_KERNEL或__GFP_DMA等，參數(shù)order同上。

該函數(shù)能夠分配物理上連續(xù)的內(nèi)存區(qū)域，得到的虛擬地址與物理地址是一一對應(yīng)的。

void * kmalloc(size_t size,int flags);

該函數(shù)能夠分配物理上連續(xù)的內(nèi)存區(qū)域，得到的虛擬地址與物理地址是一一對應(yīng)的。

物理頁面回收

當(dāng)空閑物理頁面不足時，就需要從inactive_clean_list隊列中選擇某些物理頁面插入空閑隊列中，如果仍然不足，就需要把某些物理頁面里的內(nèi)容寫回到磁盤交換文件里，騰出物理頁面，為此內(nèi)核源碼中為磁盤交換文件定義了：

(位于include/linux/swap.h)

struct swap_info_struct {

unsigned long????? flags;??????????? /* SWP_USED etc: see above */

signed short prio;????????????? /* swap priority of this type */

signed char? type;???????????? /* strange name for an index */

signed char? next;???????????? /* next type on the swap list */

…

unsigned char *swap_map;???? /* vmalloc'ed array of usage counts */

…

struct block_device *bdev;????? /* swap device or bdev of swap file */

struct file *swap_file;????????????? /* seldom referenced */

…

};

其中swap_map數(shù)組每個元素代表磁盤交換文件中的一個頁面，它記錄相應(yīng)磁盤交換頁面的信息(如頁面基址、所屬的磁盤交換文件)，跟頁表項的作用類似。

回收物理頁面的過程由內(nèi)核中的兩個線程專門負責(zé)，kswapd和kreclaimd，它們定期的被內(nèi)核喚醒。kswapd主要通過3個步驟回收物理頁面：

調(diào)用shrink_inactive_list ()掃描inacive_dirty_pages隊列，將非活躍隊列里的頁面寫回到交換文件中，并轉(zhuǎn)移到inactive_clean_pages隊列里。

調(diào)用shrink_slab ()回收slab機制保留的空閑頁面。

調(diào)用shrink_active_list ()掃描active_list隊列，將活躍隊列里可轉(zhuǎn)入非活躍隊列的頁面轉(zhuǎn)移到inactive_dirty_list。

5.????虛擬內(nèi)存管理

Linux虛擬地址空間布局如下

Linux將4G的線性地址空間分為2部分，0~3G為user space，3G~4G為kernel space。

由于開啟了分頁機制，內(nèi)核想要訪問物理地址空間的話，必須先建立映射關(guān)系，然后通過虛擬地址來訪問。為了能夠訪問所有的物理地址空間，就要將全部物理地址空間映射到1G的內(nèi)核線性空間中，這顯然不可能。于是，內(nèi)核將0~896M的物理地址空間一對一映射到自己的線性地址空間中，這樣它便可以隨時訪問ZONE_DMA和ZONE_NORMAL里的物理頁面；此時內(nèi)核剩下的128M線性地址空間不足以完全映射所有的ZONE_HIGHMEM，Linux采取了動態(tài)映射的方法，即按需的將ZONE_HIGHMEM里的物理頁面映射到kernel space的最后128M線性地址空間里，使用完之后釋放映射關(guān)系，以供其它物理頁面映射。雖然這樣存在效率的問題，但是內(nèi)核畢竟可以正常的訪問所有的物理地址空間了。

內(nèi)核空間布局

下面是內(nèi)核空間布局的詳細內(nèi)容，

在kernel image下面有16M的內(nèi)核空間用于DMA操作。位于內(nèi)核空間高端的128M地址主要由3部分組成，分別為vmalloc area，持久化內(nèi)核映射區(qū)，臨時內(nèi)核映射區(qū)。

由于ZONE_NORMAL和內(nèi)核線性空間存在直接映射關(guān)系，所以內(nèi)核會將頻繁使用的數(shù)據(jù)如kernel代碼、GDT、IDT、PGD、mem_map數(shù)組等放在ZONE_NORMAL里。而將用戶數(shù)據(jù)、頁表(PT)等不常用數(shù)據(jù)放在ZONE_ HIGHMEM里，只在要訪問這些數(shù)據(jù)時才建立映射關(guān)系(kmap())。比如，當(dāng)內(nèi)核要訪問I/O設(shè)備存儲空間時，就使用ioremap()將位于物理地址高端的mmio區(qū)內(nèi)存映射到內(nèi)核空間的vmalloc area中，在使用完之后便斷開映射關(guān)系。

用戶空間布局

在用戶空間中，虛擬內(nèi)存和物理內(nèi)存可能的映射關(guān)系如下圖

當(dāng)RAM足夠多時，內(nèi)核會將用戶數(shù)據(jù)保存在ZONE_ HIGHMEM，從而為內(nèi)核騰出內(nèi)存空間。

下面是用戶空間布局的詳細內(nèi)容，

用戶進程的代碼區(qū)一般從虛擬地址空間的0x08048000開始，這是為了便于檢查空指針。代碼區(qū)之上便是數(shù)據(jù)區(qū)，未初始化數(shù)據(jù)區(qū)，堆區(qū)，棧區(qū)，以及參數(shù)、全局環(huán)境變量。

虛擬內(nèi)存區(qū)段

為了管理不同的虛擬內(nèi)存區(qū)段，Linux代碼中定義了

(位于include/linux/mm_types.h)

struct vm_area_struct {

struct mm_struct * vm_mm;?? /* The address space we belong to. */

unsigned long vm_start;?? ?????? /* Our start address within vm_mm. */

unsigned long vm_end;??????????? /* The first byte after our end address

within vm_mm. */

/* linked list of VM areas per task, sorted by address */

struct vm_area_struct *vm_next, *vm_prev;

pgprot_t vm_page_prot;???????? /* Access permissions of this VMA. */

unsigned long vm_flags;????????? /* Flags, see mm.h. */

…

};

其中vm_start,vm_end定義了虛擬內(nèi)存區(qū)段的起始位置，vm_page_prot和vm_flags定義了訪問權(quán)限等。

vm_next構(gòu)成一個鏈表，保存同一個進程的所有虛擬內(nèi)存區(qū)段。

vm_mm指向進程的mm_struct結(jié)構(gòu)體，它的定義為

(位于include/linux/mm_types.h)

struct mm_struct {

struct vm_area_struct * mmap;??????????? /* list of VMAs */

struct rb_root mm_rb;

struct vm_area_struct * mmap_cache;?????? /* last find_vma result */

unsigned long mmap_base;??????????? /* base of mmap area */

unsigned long task_size;????????? /* size of task vm space */

unsigned long cached_hole_size;

unsigned long free_area_cache;??????????

pgd_t * pgd;

atomic_t mm_users;??????????????? /* How many users with user space? */

atomic_t mm_count;??????????????

…

};

每個進程只有1個mm_struct結(jié)構(gòu)，保存在task_struct結(jié)構(gòu)體中。

與虛擬內(nèi)存管理相關(guān)的結(jié)構(gòu)體關(guān)系圖如下

虛擬內(nèi)存相關(guān)函數(shù)

創(chuàng)建一個內(nèi)存區(qū)段可以用

unsigned long get_unmapped_area(struct file *file, unsigned long addr, unsigned long len, unsigned long pgoff, unsigned long flags);

當(dāng)給定一個虛擬地址時，可以查找它所屬的虛擬內(nèi)存區(qū)段：

struct vm_area_struct *find_vma(struct mm_struct *mm, unsigned long addr);

由于所有的vm_area_struct組成了一個RB樹，所以查找的速度很快。

向用戶空間中插入一個內(nèi)存區(qū)段可以用

void insert_vm_struct (struct mm_struct *mm, struct vm_area_struct *vmp);

使用以下函數(shù)可以在內(nèi)核空間分配一段連續(xù)的內(nèi)存(但在物理地址空間上不一定連續(xù))：

void *vmalloc(unsigned long size);

使用以下函數(shù)可以將ZONE_HIGHMEM里的物理頁面映射到內(nèi)核空間：

static inline void *kmap(struct page*page);

6.????內(nèi)存管理3個層次的關(guān)系

下面以擴展用戶堆棧為例，解釋3個層次的關(guān)系。

調(diào)用函數(shù)時，會涉及堆棧的操作，當(dāng)訪問地址超過堆棧的邊界時，便引起page fault，內(nèi)核處理頁面失效的過程中，涉及到內(nèi)存管理的3個層次。

? 調(diào)用expand_stack()修改vm_area_struct結(jié)構(gòu)，即擴展堆棧區(qū)的虛擬地址空間；

? 創(chuàng)建空白頁表項，這一過程會利用mm_struct中的pgd(頁全局目錄表基址)得到頁目錄表項(pgd_offset())，然后計算得到相應(yīng)的頁表項(pte_alloc())地址；

? 調(diào)用alloc_page()分配物理頁面，它會從指定內(nèi)存管理區(qū)的buddy system中查找一塊合適的free_area，進而得到一個物理頁面；

? 創(chuàng)建映射關(guān)系，先調(diào)用mk_pte()產(chǎn)生頁表項內(nèi)容，然后調(diào)用set_pte()寫入頁表項。

? 至此，擴展堆棧基本完成，用戶進程重新訪問堆棧便可以成功。

可以認為，結(jié)構(gòu)體pgd和vm_area_struct，函數(shù)alloc_page()和mk_pte()是連接三者的橋梁。

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