探索Linux 内存模型

内容摘要 在这篇 Linux® 内存模型指南中，我们将学习如何构建和管理内存方面的基础知识。本指南介绍了内存控制单元、分页模型方面的内容，并详细介绍了物理内存区域方面的知识。

计算任务

要计算 GDT 中最多可以存储多少条目，必须先理解 NR_TASKS（这个变量决定了 Linux 可支持的并发进程数 —— 内核源代码中的默认值是 512，最多允许有 256 个到同一实例的并发连接）。

GDT 中可存储的条目总数可通过以下公式确定：

GDT 中的条目数 = 12 + 2 * NR_TASKS。
正如前所述，GDT 可以保存的条目数 = 2^13 -1 = 8192。

在这 8192 个段描述符中，Linux 要使用 6 个段描述符，另外还有 4 个描述符将用于 APM 特性（高级电源管理特性），在 GDT 中还有 4 个条目保留未用。因此，GDT 中的条目数等于 8192 - 14，也就是 8180。

任何情况下，GDT 中的条目数 8180，因此：

2 * NR_TASKS = 8180
NR_TASKS = 8180/2 = 4090

（为什么使用 2 * NR_TASKS？因为对于所创建的每个进程，都不仅要加载一个 TSS 描述符 —— 用来维护上下文切换的内容，另外还要加载一个 LDT 描述符。）

这种 x86 架构中进程数量的限制是 Linux 2.2 中的一个组件，但自 2.4 版的内核开始，这个问题已经不存在了，部分原因是使用了硬件上下文切换（这不可避免地要使用 TSS），并将其替换为进程切换。

接下来，让我们了解一下分页模型。

分页模型概述

分页单元负责将线性地址转换成物理地址（请参见图 1）。线性地址会被分组成页的形式。这些线性地址实际上都是连续的 —— 分页单元将这些连续的内存映射成对应的连续物理地址范围（称为 页框）。注意，分页单元会直观地将 RAM 划分成固定大小的页框。

正因如此，分页具有以下优点：

• 为一个页定义的访问权限中保存了构成该页的整组线性地址的权限
• 页的大小等于页框的大小

将这些页映射成页框的数据结构称为页表 (page table)。页表存储在主存储器中，可由内核在启用分页单元之前对其进行恰当的初始化。图 5 展示了页表。

注意，上图 Page1 中包含的地址集正好与 Page Frame1 中包含的地址集匹配。

在 Linux 中，分页单元的使用多于分段单元。前面介绍 Linux 分段模型时已提到，每个分段描述符都使用相同的地址集进行线性寻址，从而尽可能降低使用分段单元将逻辑地址转换成线性地址的需要。通过更多地使用分页单元而非分段单元，Linux 可以极大地促进内存管理及其在不同硬件平台之间的可移植性。

分页过程中使用的字段

下面让我们来介绍一下用于在 x86 架构中指定分页的字段，这些字段有助于在 Linux 中实现分页功能。分页单元进入作为分段单元输出结果的线性字段，然后进一步将其划分成以下 3 个字段：

• Directory 以 10 MSB 表示（Most Significant Bit，也就是二进制数字中值最大的位的位置 —— MSB 有时称为最左位）。
• Table 以中间的 10 位表示。
• Offset 以 12 LSB 表示。（Least Significant Bit，也就是二进制整数中给定单元值的位的位置，即确定这个数字是奇数还是偶数。LSB 有时称为最右位。这与数字权重最轻的数字类似，它是最右边位置处的数字。）

线性地址到对应物理位置的转换的过程包含两个步骤。第一步使用了一个称为页目录 (Page Directory) 的转换表（从页目录转换成页表），第二步使用了一个称为页表 (Page Table) 的转换表（即页表加偏移量再加页框）。图 6 展示了此过程。

开始时，首先将页目录的物理地址加载到 cr3 寄存器中。线性地址中的 Directory 字段确定页目录中指向恰当的页表条目。Table 字段中的地址确定包含页的页框物理地址所在页表中的条目。Offset 字段确定了页框中的相对位置。由于 Offset 字段为 12 位，因此每个页中都包含有 4 KB 数据。

下面小结物理地址的计算：

1. cr3 + Page Directory (10 MSB) = 指向 table_base
2. table_base + Page Table (10 中间位) = 指向 page_base
3. page_base + Offset = 物理地址 (获得页框)

由于 Page Directory 字段和 Page Table 段都是 10 位，因此其可寻址上限为 1024*1024 KB，Offset 可寻址的范围最大为 2^12（4096 字节）。因此，页目录的可寻址上限为 1024*1024*4096（等于 2^32 个内存单元，即 4 GB）。因此在 x86 架构上，总可寻址上限是 4 GB。

扩展分页

扩展分页是通过删除页表转换表实现的；此后线性地址的划分即可在页目录 (10 MSB) 和偏移量 (22 LSB) 之间完成了。

22 LSB 构成了页框的 4 MB 边界（2^22）。扩展分页可以与普通的分页模型一起使用，并可用于将大型的连续线性地址映射为对应的物理地址。操作系统中删除页表以提供扩展页表。这可以通过设置 PSE (page size extension) 实现。

36 位的 PSE 扩展了 36 位的物理地址，可以支持 4 MB 页，同时维护一个 4 字节的页目录条目，这样就可以提供一种对超过 4 GB 的物理内存进行寻址的方法，而不需要对操作系统进行太大的修改。这种方法对于按需分页来说具有一些实际的限制。

Linux 中的分页模型

虽然 Linux 中的分页与普通的分页类似，但是 x86 架构引入了一种三级页表机制，包括：

• 页全局目录 (Page Global Directory)，即 pgd，是多级页表的抽象最高层。每一级的页表都处理不同大小的内存 —— 这个全局目录可以处理 4 MB 的区域。每项都指向一个更小目录的低级表，因此 pgd 就是一个页表目录。当代码遍历这个结构时（有些驱动程序就要这样做），就称为是在“遍历”页表。
• 页中间目录 (Page Middle Directory),即 pmd，是页表的中间层。在 x86 架构上，pmd 在硬件中并不存在，但是在内核代码中它是与 pgd 合并在一起的。
• 页表条目 (Page Table Entry)，即 pte，是页表的最低层，它直接处理页（参看 PAGE_SIZE），该值包含某页的物理地址，还包含了说明该条目是否有效及相关页是否在物理内存中的位。

为了支持大内存区域，Linux 也采用了这种三级分页机制。在不需要为大内存区域时，即可将 pmd 定义成“1”，返回两级分页机制。

分页级别是在编译时进行优化的，我们可以通过启用或禁用中间目录来启用两级和三级分页（使用相同的代码）。32 位处理器使用的是 pmd 分页，而 64 位处理器使用的是 pgd 分页。

如您所知，在 64 位处理器中：

• 21 MSB 保留未用
• 13 LSB 由页面偏移量表示
• 其余的 30 位分为：
  • 10 位用于页表
  • 10 位用于页全局目录
  • 10 位用于页中间目录

我们可以从架构中看到，实际上使用了 43 位进行寻址。因此在 64 位处理器中，可以有效使用的内存是 2 的 43 次方。

每个进程都有自己的页目录和页表。为了引用一个包含实际用户数据的页框，操作系统（在 x86 架构上）首先将 pgd 加载到 cr3 寄存器中。Linux 将 cr3 寄存器的内容存储到 TSS 段中。此后只要在 CPU 上执行新进程，就从 TSS 段中将另外一个值加载到 cr3 寄存器中。从而使分页单元引用一组正确的页表。

pgd 表中的每一条目都指向一个页框，其中中包含了一组 pmd 条目；pdm 表中的每个条目又指向一个页框，其中包含一组 pte 条目；pde 表中的每个条目再指向一个页框，其中包含的是用户数据。如果正在查找的页已转出，那么就会在 pte 表中存储一个交换条目，（在缺页的情况下）以定位将哪个页框重新加载到内存中。

图 8 说明我们连续为各级页表添加偏移量来映射对应的页框条目。我们通过进入作为分段单元输出的线性地址，再划分该地址来获得偏移量。要将线性地址划分成对应的每个页表元素，需要在内核中使用不同的宏。本文不详细介绍这些宏，下面我们通过图 8 来简单看一下线性地址的划分方式。

预留页框

Linux 为内核代码和数据结构预留了几个页框。这些页永远不会 被转出到磁盘上。从 0x0 到 0xc0000000 （PAGE_OFFSET） 的线性地址可由用户代码和内核代码进行引用。从 PAGE_OFFSET 到 0xffffffff 的线性地址只能由内核代码进行访问。

这意味着在 4 GB 的内存空间中，只有 3 GB 可以用于用户应用程序。

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