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Linux内核--读书笔记之内存寻址

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《深入理解Linux内核》读书笔记 -----内存寻址

题记: 最近在看《深入理解linux内核》这本书，看的时候记了些笔记，主要是书上一些重要知识点的謫录还有就是自己的一些个人理解，其实一些地方我也没大看懂，还需要继续研究，先把东西记在这，一些地方记的也有点乱，主要是为以后自己再回去学习这方面知识做一些线索指导，也希望对大家学习这方面只是有些帮助，有什么不正确的地方还请指正

三种地址 逻辑地址(logical address): 包含机器语言指令中用来指定一个操作数或一条指令的地址 每一个逻辑地址都由一个段(segment)和偏移量(offset)组成

线性地址(又称虚拟地址): 是一个32位的无符号整数,可以用来表示高达4G的地址 通常用十六进制数字表示，值的范围从0x00000000到0xffffffff

物理地址: 与从微处理器的地址引脚发送到内存总线上的电信号有关

内存寻址的转换过程: 逻辑地址---(分段单元)--->线性地址---(分页单元)--->物理地址

硬件分段： GDT:全局描述符 LDT:局部描述符

逻辑地址由一个16位长的段选择符和32位的偏移量组成 为了快速方便的找到段选择符，处理器提供了段寄存器，段寄存器的 目的是存放段选择符

每个段由1个8字节的段描述符表示，它表述了段的特征，存放在GDT或LDT中 我们在寻址的时候，一般是从段选择符找到段描述符，然后从段描述符中取得段基址 加上偏移量就形成了我们要访问的地址 段选择符(16位)用来表示指向哪个段描述符，即用来在段描述符表(GDT,LDT)中寻址， 前13位是地址，能寻从0到2^13-1，因此段描述符表的大小是8192，后三位是一些特 权级的限制 段描述符是用来表示这个段的一些属性，如段基址和段长之类的 段选择符的后三位:index,TI,RPL 逻辑机制转换成线性地址的流程: 1)先检查段选择符的TI字段，以决定段描述符保存在哪一个描述符表中。TI字段(0或1)指明描述符是在GDT中还是在LDT中 2)从段选择符的index字段计算段描述符的地址，index字段的值乘以8(一个段描述符的大小), 这个结果在与gdtr或ldtr寄存器中的内容相加 3)把逻辑地址的偏移量与段描述符Base字段的值相加就得到了线性地址

Linux中的分段 分段可以给每一个进程分配不同的线性地址空间，而分页可以把同一线性地址空间映射到不同的物理空间，与分段相比，linux更喜欢使用分页，因为: 1)当所有进程使用相同的段寄存器值时，内存管理变得更简单，也就是说它们能共享同样的一组线性地址 2)Linux设计目标之一是可以把他移植到绝大多数流行的处理器平台上。然而,RISC体系结构对分段的支持有限 Linux下所有段都是从0x00000000开始的，所以在linux下逻辑地址和线性地址是一致的(是一致，不是相同),即逻辑地址的偏移量字段的值和相应的线性地址的值是一致的。

硬件分页机制 分页是将线性地址转换成物理地址。 为了效率起见，线性地址被分成以固定长度为单位的组，称为页(page),在一个页面上的连续的地址也被映射到连续的物理地址上. 分页单元把所有的RAM分成固定程度的页框(也叫物理页),每个页框包含一个页(page)。页和页框是有区别的,前者只是一个数据块，可以存放在任何页框或磁盘中，而后者是一个存储区域

常规分页:从80386起，Intel处理器的分页单元处理4KB(2^12)的页 32位的线性地址被分成Directory(目录 10位)，Table(页表,10位)，Offset(偏移量 12位).线性地址的转换主要就是2种表的转换，页目录表(page directory)和页表(page table).

另外，每个活动的进程必须有一个分配给它的页目录，正在使用的页目录的物理地址存放在控制寄存器的CR3中，也就是说不同的进程CR3的值是不同的。

PAE(物理地址扩展)分页机制和64位的分页，原理上和常规分页是类似的，只是他们通过增加地址线使访问范围要大一些，还有就是一些页表和offset之类的设置不一样，由于用的也不多，我也没咋深入看，感兴趣的话，可以去网上找这方面的资料

为了缩小CPU和RAM之间的速度不匹配，引入了硬件高速缓存内存(hardware cache memory),它是基于著名的局部性原理的

除了硬件高速缓存(cache)外，80x86处理器还包含了另外一个称为转换后援缓冲器(TLB)的高速缓存用于加快线性地址的转换，加速页表的查找。当一个线性地址被第一次使用时，通过慢速访问的RAM中的页表计算出相应的物理地址。同时，物理地址被存放在一个TLB表项中，以便以后对同一个线性地址的引用可以快速的得到转换.

Linux的分页 Linux采用了一种同时适用于32位和64位系统的普通分页模型，在2.6.11之前，采用三级分页，2.6.11开始采用四级分页模型：页全局目录，页上级目录，页中间目录，页表。 通过设置一些目录是否为全0，来对应32位或是64位系统。Linux定义了很多宏和函数来做这方面的处理，在这就不多说了，有兴趣的话可以去看原书或是去网上找这方面的资料

物理地址布局： 在初始化阶段，内核必须建立一个物理地址映射来指定哪些物理地址范围对内核来说是可用的。Linux内核一般被加载在物理地址0x00100000开始的地方，即第二个MB开始的地方，因为之前1MB的空间需要留给BIOS之类的程序。 内核询问BIOS并了解内存的大小。 随后，内核执行machine_specific_memory_setup(void) 函数(include/asm-i386/mach-default/setup_arch_post.h中)，该函数建立物理地址映射。 setup_memory()在machine_specific_memory_setup(void)之后被调用，它分析物理内存区域表并初始化一些变量来描述内核的物理内存布局.

进程页表: 进程的线性地址空间被分为两个部分: 从0x00000000到0xbfffffff(3GB)的用户态线性地址，0xc00000000到0xffffffff(1GB)内核态线性地址。宏PAGE_OFFSET的值是0xc0000000,这就是进程在线性地址空间的偏移量，也是内核空间的开始之处。

内核页表: 内核维持着一组自己使用的页表，驻留在所谓的主内核页全局目录中。 内核在刚刚被装入内存后，CPU仍然运行在实模式，所以分页功能没有被启用。 内核初始化页表分为两个阶段: 第一个阶段:内核创建一个有限的地址空间，包括内核的代码段和数据段，初始化页表和用于动态数据结构的共128KB大小的空间，该空间仅够将内核装入RAM和对其初始化的核心数据结构。 第二个阶段:内核充分利用剩余的RAM并适当的建立分页表。 临时页全局目录是在内核编译过程中静态初始化的，而临时页表是由startup_32()汇编语言函数(arch/i386/kernel/head.S)初始化的，此时的页上级目录和页中间目录相当于页全局目录项

临时页全局目录放在swapper_pg_dir变量中，临时页表放在pg0变量处开始存放，为简单起见，我们假设内核使用的段,临时页表和128KB的内存范围能容纳于RAM的前8M空间里 分页第一个阶段的目标是允许在实模式和保护模式下都能很容易的对这8MB寻址，因此，内核创建一个映射，把0x00000000~0x007fffff（8M）和0xc0000000~0xc07fffff（8M）的线性地址映射到0x00000000~0x007fffff的物理地址。

汇编语言函数startup_32()也启用分页单元，通过向cr3控制寄存器装入swapper_pg_dir的地址及设置cr0控制寄存器的PG标志来达到这一目的

对不同RAM的内核页表 1),当RAM小于896MB的时的最终内核页表 (注:这个896MB是用内核空间的1024MB减去128MB得来的，这128MB有别的用处，如非连续空间的物理映射,高端内存页框映射等，在以后的内存管理部分会继续讲) 由内核页表所提供的最终映射必须把从0xc0000000开始的线性地址转换为从0开始的物理地址。 宏__pa用于把从PAGE_OFFSE(0xc0000000)开始的线性地址转换成相应的物理地址，而__va做相反的转化(千万要注意，这个转换只适用于内核空间，用户空间有另外的转换方式)

2),当RAM大小在896MB和4096MB之间时的最终内核页表 这种情况下，并不把RAM全部映射到内核地址空间，Linux在初始化阶段可以做的最好的事是把一个具有896MB的RAM窗口映射到内核线性地址空间，如果一个程序需要对现有RAM的其余地址寻址，那就必须把其他的线性地址间隔映射到所需的RAM(在内存管理部分会继续深入讲解)

3)当RAM大于4096MB时的内核页表 还在看这部分，在平时的应用中很少用到大于4096MB的，主要是需要支持PAE的情况的，PAE处理36位物理地址，其实和之前的差不多，前面的896MB直接映射，剩余的留下来不映射，由动态重映射开处理。主要是需要支持PAE的情况的，PAE处理36位物理地址寻址空间也要大一些，所以使用的分页方式需要使用三级分页模型

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内存寻址的三种模式

内存寻址的三种模式

内存寻址的三种模型1. 地址的种类首先明确一下逻辑地址和线性地址这两个概念：1. 逻辑地址2. 线性地址3. 物理地址1.1 逻辑地址：逻辑地址是编译器生成的，我们使用在linux环境下，使用C语言指针时，指针的值就是逻辑地址。

对于每个进程而言，他们都有一样的进程地址空间，类似的逻辑地址，甚至很可能相同。

1.2 线性地址：线性地址是由分段机制将逻辑地址转化而来的，如果没有分段机制作用，那么程序的逻辑地址就是线性地址了。

1.3 物理地址物理地址是CPU在地址总线上发出的电平信号，要得到物理地址，必须要将逻辑地址经过分段，分页等机制转化而来。

2. 三种寻址模型x86体系结构下，使用的较多的内存寻址模型主要有三种：1. 实模式扁平模型real mode flat model2. 实模式分段模型real mode segment model3. 保护模式扁平模型protected mode flat model下面是对这三种模型的描述实模式和保护模式相对，实模式运行于20位地址总线，保护模式则启用了32位地址总线，地址使用的是虚拟地址，引入了描述符表；虽然二者都引入了段这样一个概念，但是实模式的段是64KB固定大小，只有16KB个不同的段，CS,DS等存储的是段的序号（想想为什么？）。

保护模式则引入了GDT和LDT段描述符表的数据结构来定义每个段。

扁平模型和分段模型相对，区别在于程序的线性地址是共享一个地址空间还是需要分成多个段，即为多个程序同时运行在同一个CS，DS的范围内还是每个程序都拥有自己的CS，DS：前者(flat)指令的逻辑地址要形成线性地址，不需要切换CS，DS；后者的逻辑地址，必须要经过段选择子去查找段描述符，切换CS，DS，才能形成线性地址。

3. 实模式扁平模型该模式只有在386及更高的处理器中才能出现！80386的实模式，就是指CPU可用的地址线只有20位，能寻址0~1MB的地址空间。

linux内存管理子系统 笔记

linux内存管理子系统 笔记

4-4 linux内存管理子系统4-4-1 linux内存管理（参考课件）物理地址：cpu地址总线上寻址物理内存的地址信号，是地址变换的最终结果逻辑地址：程序代码经过编译后，出现在汇编程序中的地址（程序设计时使用的地址）线性地址：又名虚拟地址，32位cpu架构下4G地址空间CPU要将一个逻辑地址转换为物理地址，需要两步：1、首先CPU利用段式内存管理单元，将逻辑地址转换成线性地址；2、再利用页式内存管理单元，把线性地址最终转换为物理地址相关公式：逻辑地址=段基地址+段内偏移量(段基地址寄存器+段偏移寄存器)（通用的）16位CPU：逻辑地址=段基地址+段内偏移量(段基地址寄存器+段偏移寄存器)线性地址=段寄存器的值×16+逻辑地址的偏移部分物理地址=线性地址（没有页式管理）32位CPU：逻辑地址=段基地址+段内偏移量(段基地址寄存器+段偏移寄存器)线性地址=段寄存器的值+逻辑地址的偏移部分物理地址<——>线性地址（mapping转换）ARM32位：逻辑地址=段基地址+段内偏移量(段基地址寄存器+段偏移寄存器)逻辑地址=段内偏移量（段基地址为0）线性地址=逻辑地址=段内偏移量（32位不用乘以32）物理地址<——>线性地址（mapping转换）************************!!以下都是x86模式下!!*********************************一、段式管理1.1、16位CPU：（没有页式管理）1.1.1、段式管理的由来：16位CPU内部有20位地址总线，可寻址2的20次方即1M的内存空间，但16位CPU 只有16位的寄存器，因此只能访问2的16次方即64K。

因此就采用了内存分段的管理模式，在CPU内部加入了段寄存器，这样1M被分成若干个逻辑段，每个逻辑段的要求如下：1、逻辑段的起始地址（段地址）必须是16的整数倍，即最后4个二进制位须全是0 (因此不必保存)。

Linux内存描述之内存区域zone--Linux内存管理（三）

Linux内存描述之内存区域zone--Linux内存管理（三）

Linux内存描述之内存区域zone--Linux内存管理（三）1 内存管理域zone为了⽀持NUMA模型，也即CPU对不同内存单元的访问时间可能不同，此时系统的物理内存被划分为⼏个节点(node), ⼀个node对应⼀个内存簇bank，即每个内存簇被认为是⼀个节点⾸先, 内存被划分为结点. 每个节点关联到系统中的⼀个处理器, 内核中表⽰为pg_data_t的实例. 系统中每个节点被链接到⼀个以NULL结尾的pgdat_list链表中,⽽其中的每个节点利⽤pg_data_tnode_next字段链接到下⼀节．⽽对于PC这种UMA结构的机器来说, 只使⽤了⼀个成为contig_page_data的静态pg_data_t结构.接着各个节点⼜被划分为内存管理区域, ⼀个管理区域通过struct zone_struct描述, 其被定义为zone_t, ⽤以表⽰内存的某个范围, 低端范围的16MB被描述为ZONE_DMA, 某些⼯业标准体系结构中的(ISA)设备需要⽤到它, 然后是可直接映射到内核的普通内存域ZONE_NORMAL,最后是超出了内核段的物理地址域ZONE_HIGHMEM, 被称为⾼端内存.　是系统中预留的可⽤内存空间, 不能被内核直接映射.下⾯我们就来详解讲讲内存管理域的内容zone2 为什么要将内存node分成不同的区域zoneNUMA结构下, 每个处理器CPU与⼀个本地内存直接相连, ⽽不同处理器之前则通过总线进⾏进⼀步的连接, 因此相对于任何⼀个CPU访问本地内存的速度⽐访问远程内存的速度要快, ⽽Linux为了兼容NUMAJ结构, 把物理内存相依照CPU的不同node分成簇, ⼀个CPU-node对应⼀个本地内存pgdata_t.这样已经很好的表⽰物理内存了, 在⼀个理想的计算机系统中, ⼀个页框就是⼀个内存的分配单元, 可⽤于任何事情:存放内核数据, ⽤户数据和缓冲磁盘数据等等. 任何种类的数据页都可以存放在任页框中, 没有任何限制.但是Linux内核⼜把各个物理内存节点分成个不同的管理区域zone, 这是为什么呢?因为实际的计算机体系结构有硬件的诸多限制, 这限制了页框可以使⽤的⽅式. 尤其是, Linux内核必须处理80x86体系结构的两种硬件约束.ISA总线的直接内存存储DMA处理器有⼀个严格的限制 : 他们只能对RAM的前16MB进⾏寻址在具有⼤容量RAM的现代32位计算机中, CPU不能直接访问所有的物理地址, 因为线性地址空间太⼩, 内核不可能直接映射所有物理内存到线性地址空间, 我们会在后⾯典型架构(x86)上内存区域划分详细讲解x86_32上的内存区域划分因此Linux内核对不同区域的内存需要采⽤不同的管理⽅式和映射⽅式, 因此内核将物理地址或者成⽤zone_t表⽰的不同地址区域3 内存管理区类型zone_type前⾯我们说了由于硬件的⼀些约束, 低端的⼀些地址被⽤于DMA, ⽽在实际内存⼤⼩超过了内核所能使⽤的现⾏地址的时候, ⼀些⾼地址处的物理地址不能简单持久的直接映射到内核空间. 因此内核将内存的节点node分成了不同的内存区域⽅便管理和映射.Linux使⽤enum zone_type来标记内核所⽀持的所有内存区域3.1 内存区域类型zone_typezone_type结构定义在, 其基本信息如下所⽰enum zone_type{#ifdef CONFIG_ZONE_DMAZONE_DMA,#endif#ifdef CONFIG_ZONE_DMA32ZONE_DMA32,#endifZONE_NORMAL,#ifdef CONFIG_HIGHMEMZONE_HIGHMEM,#endifZONE_MOVABLE,#ifdef CONFIG_ZONE_DEVICEZONE_DEVICE,#endif__MAX_NR_ZONES};不同的管理区的⽤途是不⼀样的，ZONE_DMA类型的内存区域在物理内存的低端，主要是ISA设备只能⽤低端的地址做DMA操作。

linux内存地址空间与管理

linux内存地址空间与管理


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地址映射过程
35: e8 c6 ff ff ff 3a: b8 00 00 00 00 call 0 <bbb> mov $0x0,%eax GDT 物理地址 idtr CPU gdtr 线性 地址 物理存储器
tr
CR3
页表
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Intel x86保护模式的地址空间
x86的地址 逻辑地址： 出现在机器指令中，用来制定操作 数的地址。(段：偏移) 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。
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Linux 中段寄存器
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中科信软 = 0x00000000 Limit = 0xffffffff G = 1 S = 1 Type = 0xa，表示可以读取和执行的代码段 DPL = 3，表示用户模式 用户数据段 (user data segment) 描述符中，惟一不 同的字段就是 Type，它被设置为 2，表示将此数据段 定义为可读取和写入。
GDTR, IDTR
全局描述符表寄存器, GDTR寄存器中用于存放全局描 述符表GDT的32位的线性基地址和16位的表限长值。 基地址指定GDT表中字节0在线性地址空间中的地址， 表长度指明GDT表的字节长度值。指令LGDT和 SGDT分别用于加载和保存GDTR寄存器的内容。在 机器刚加电或处理器复位后，基地址被默认地设置为 0，而长度值被设置成0xFFFF。在保护模式初始化过 程中必须给GDTR加载一个新值。 中断描述符表寄存器IDTR, 与GDTR的作用类似， IDTR寄存器用于存放中断描述符表IDT的32位线性基 地址和16位表长度值。指令LIDT和SIDT分别用于加 载和保存IDTR寄存器的内容。在机器刚加电或处理器 复位后，基地址被默认地设置为0，而长度值被设置 成0xFFFF。