Linux内存管理之地址映射

写在前面：由于地址映射涉及到各种寄存器的设置访问，Linux对于不同体系结构处理器的地址映射采用不同的方法，例如对于i386及后来的32位的Intel的处理器在页式映射时采用的是2级页表映射，而对于IA64的处理器则采用3级分页。对于其他类型的处理器，例如MK68000等其他许多处理器，在地址映射时则忽略了段式映射，只是因为Intel的X86系列需要兼容早期的段式映射，才在后来的设计中即使用了段式映射，也采用了页式映射。以后关于Linux的笔记，除特别说明外，均是在i386体系结构之上，笔记中所有源码除特别说明外均摘自linux-2.4.0源码树。

现代操作系统在内存管理上均使用高效的页式管理，Linux也不例外。对于i386处理器则有些例外，为了兼容早期的处理器，Intel强制要求必须先经过段式映射。在地址映射时，虚拟地址被划分成固定的页面大小，由MMU将虚拟地址映射到实际的物理地址。在访问一个虚拟地址表示的内存空间中，CPU必须经过若干次的内存访问才能完成映射，具体访问次数为N+1（N为页表级数），同时还需要N次加法运算。

在Linux进行段式映射和页式映射之前，需要搞清楚X86系列的地址描述方式：

逻辑地址：出现在机器指令中，用来制定操作数的地址。
线性地址：逻辑地址经过分段单元处理后得到线性地址，这是一个32位的无符号整数，可用于定位4G个存储单元。
物理地址：线性地址经过页表查找后得出物理地址，这个地址将被送到地址总线上指示所要访问的物理内存单元。

段式映射即为将逻辑地址与线性地址映射起来，而页式映射则为将线性地址和物理地址对应起来。

段式映射阶段：i386CPU选择代码段寄存器CS的当前值作为段描述符表中的下标，段式寄存器的第2位为0时使用GDT，为1时使用LDT。Intel设计为内核使用GDT，各个进程使用自己的LDT，寄存器的最低两位表示特权级别。在Linux内核中其实只使用GDT，在4个权限级别中只是用了0代表kernel级，3代表用户级。内核在创建一个新进程时都会先设定其段寄存器，对i386处理器中，段寄存器的设置代码位于include/asm-i386/processor.h

include/asm-i386/processor.h

#define start_thread(regs, new_eip, new_esp) do {   \

    __asm__("movl %0,%%fs ; movl %0,%%gs": :"r" (0));\

    set_fs(USER_DS);                \

    regs->xds = __USER_DS;               \

    regs->xes = __USER_DS;               \

    regs->xss = __USER_DS;               \

    regs->xcs = __USER_CS;               \

    regs->eip = new_eip;             \

    regs->esp = new_esp;             \

} while (0)

从代码可以看出，Linux将i386处理器的DS，ES，SS寄存器均设置为USER_DS，这表示在Linux中对于进程的代码段，数据段和堆栈段是不区分的。__USER_CS和__USER_DS的设置位于include/asm-i386/segment.h

include/asm-i386/segment.h

#ifndef _ASM_SEGMENT_H

#define _ASM_SEGMENT_H

#define __KERNEL_CS 0x10

#define __KERNEL_DS 0x18

#define __USER_CS   0x23

#define __USER_DS   0x2B

#endif

由以上代码可以看出，CS寄存器中的内容是0x23，通过段寄存器各位的含义可知，CPU以4作为下标，从全局描述符表GDT中寻找段描述选项，GDT的内容在arch/i386/kernel/head.S中定义

arch/i386/kernel/head.S

ENTRY(gdt_table)

    .quad 0x0000000000000000    /* NULL descriptor */

    .quad 0x0000000000000000    /* not used */

    .quad 0x00cf9a000000ffff    /* 0x10 kernel 4GB code at 0x00000000 */

    .quad 0x00cf92000000ffff    /* 0x18 kernel 4GB data at 0x00000000 */

    .quad 0x00cffa000000ffff    /* 0x23 user   4GB code at 0x00000000 */

    .quad 0x00cff2000000ffff    /* 0x2b user   4GB data at 0x00000000 */

    .quad 0x0000000000000000    /* not used */

    .quad 0x0000000000000000    /* not used */

    /*

     * The APM segments have byte granularity and their bases

     * and limits are set at run time.

     */

    .quad 0x0040920000000000    /* 0x40 APM set up for bad BIOS's */

    .quad 0x00409a0000000000    /* 0x48 APM CS    code */

    .quad 0x00009a0000000000    /* 0x50 APM CS 16 code (16 bit) */

    .quad 0x0040920000000000    /* 0x58 APM DS    data */

    .fill NR_CPUS*4,8,0     /* space for TSS's and LDT's */

到此段式映射已经完成，实际上对于Linux的页式映射来说这一步完全没用但又不得不做。通过段映射，进程的逻辑地址已经映射到了线性地址，但实际上通过段描述符的意义来看，二者是相同的。

页式映射阶段：在页式存储中，每个进程都有其自身的PGD，指向PGD的指针存在进程的mm_struct中，每当进程运行的时候，内核需要设定好控制寄存器CR3,MMU是从CR3中取得页面目录指针的。我们知道CPU在执行程序时使用的是虚拟的地址，而MMU硬件在映射时使用的是实际的物理内存地址，其具体实现是由include/asm-i386/mmu_context.h中的函数实现

include/asm-i386/mmu_context.h

static inline void switch_mm(struct mm_struct *prev, struct mm_struct *next, struct task_struct *tsk, unsigned cpu)

{

    if (prev != next) {

        /* stop flush ipis for the previous mm */

        clear_bit(cpu, &prev->cpu_vm_mask);

        /*

         * Re-load LDT if necessary

         */

        if (prev->context.segments != next->context.segments)

            load_LDT(next);

#ifdef CONFIG_SMP

        cpu_tlbstate[cpu].state = TLBSTATE_OK;

        cpu_tlbstate[cpu].active_mm = next;

#endif

        set_bit(cpu, &next->cpu_vm_mask);

        /* Re-load page tables */

        asm volatile("movl %0,%%cr3": :"r" (__pa(next->pgd)));

    }

#ifdef CONFIG_SMP

    else {

        cpu_tlbstate[cpu].state = TLBSTATE_OK;

        if(cpu_tlbstate[cpu].active_mm != next)

            BUG();

        if(!test_and_set_bit(cpu, &next->cpu_vm_mask)) {

            /* We were in lazy tlb mode and leave_mm disabled

             * tlb flush IPI delivery. We must flush our tlb.

             */

            local_flush_tlb();

        }

    }

#endif

}

#define activate_mm(prev, next) \

    switch_mm((prev),(next),NULL,smp_processor_id())

#endif

重点关注其中的asm volatile("movl %0,%%cr3": :"r" (__pa(next->pgd)));它实现的功能即为将页目录指针读入CR3寄存器中。通过线性地址的最高10位可以从页面目录中知道具体的目录项，在找到进程的目录项之后，在目录项中，高20位指向页面表，在得到页面表之后，CPU再从线性地址的中间10位得到页表中的表项。在32位处理器上页表中的高20位指向物理内存的初始地址，在其后添加12个0，然后加上线性地址中的低12位（即为线性地址中的偏移量），这样就得到了一个具体的物理地址了。

在地址映射这个问题上，内核只提供页表，实际的转换是由硬件去完成的。那么内核如何生成这些页表呢？这就有两方面的内容，虚拟地址空间的管理和物理内存的管理。实际上只有用户态的地址映射才需要管理，内核态的地址映射是写死的即为[0xC000 0000] (3 GB)到[0xFFFF FFFF] (4 GB)。在这一部分中，内核要实现的一个重要功能就是通过高速缓存来提高查找速度。

参考资料：

巴特西

Linux内存管理之地址映射

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