探索Linux 操作系统内存模型和管理 （6）

 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。

图 7. 三级分页

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。

图 8. 具有不同地址长度的线性地址

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。