进程地址空间

内核除了管理本身的内存外，还需要管理进程的地址空间，也就是系统中每个用户空间进程看到的内存。Linux采用虚拟内存方式进行管理，所以各个进程之间以虚拟方式共享内存。

每个进程拥有一个平坦的（flat)地址空间，平坦用来描述的是地址空间范围是一个独立的连续区间，平坦描述的是地址空间范围是一个独立的连续空间。通常情况下，每个进程都有唯一的这种平坦地址空间，而且进程空间彼此互不干扰。进程空间也可以共享地址空间，这样的进程叫线程（线程对内核来说就是一个共享特定资源的进程。

进程只能访问有效范围的内的内存地址，如果一个进程访问了不在有效范围中的地址，或者以不正确的方式访问有效地址，内核就会终止该程序，返回“段错误”。

内存描述符

内核使用内存描述符结构体表示进程的地址空间（mm_struct)。

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 free_area_cache;   /* first hole of size cached_hole_size or larger */

pgd_t * pgd;

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

atomic_t mm_count; /* How many references to "struct mm_struct" (users count as 1) */

int map_count; /* number of VMAs */

spinlock_t page_table_lock;      /* Protects page tables and some counters */

        ......

｝；

mm_users记录使用该地址的进程数目，mm_struct表示如果mm_users!=0,mm_struct=1。如果mm_struct=0，说明没有用到这个地址的进程了，它就会被释放。

mmap和mm_rb这两个不同的数据结构体描述的对象是相同的：该地址空间中的全部内存区域。

mmap是以链表形式存放的，这样利于简单高效地遍历所有元素；而mm_rb以红黑树形式存放，适合搜索指定元素。

在进程的描述符中存放着该进程使用的内存描述符，在分配内存描述符时候，fork函数复制父进程的内存描述符，这时候父子进程的描述符是一样的，而子进程通过会通过allocate_mm()宏分配得到。

如果父进程希望和子进程共享地址空间，可以调用clone()，我们把这样的进程称为线程。在进程退出时，内核会调用exit_mm()执行销毁工作。

内存区域

内存区域由vm_area_struct结构体描述，在内核中也经常被叫做虚拟内存区域或VMA。

vm_area_struct结构体描述了指定地址空间内连续区间上的一个独立内存范围。内核把每个内存区域作为一个独立的内存对象管理。

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;

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

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

struct rb_node vm_rb;

｝;

每个内存描述符都对应于进程地址空间中的唯一区间。内存区域的位置就在vm_start-vm_end之中。

DMA标志

他包含在vm_flags中，标志了内存区域所包含的页面行为和信息。

查看实际使用的内存区域可以用下面命令。

$cat /proc/进程pid/maps

页表

虽然应用程序操作的对象是虚拟内存，但是处理器直接操作的是物理内存，所以当一个程序访问虚拟地址时候，首先必须将虚拟地址转化成物理地址，然后处理器才能解释地址访问请求。

地址的转换工作需要通过查页表完成。地址转换需要将虚拟地址分段，每段虚拟地址都作为一个索引指向页表，而页表则指向下一级别的页表，或者物理页。

Linux用三级页表完成地址转换，定级页表是页全局目录（PGD），PGD包含一个pgd_t数组，这个数组指向下一级目录表项（第二级目录表项）：PMD。

二级页表是中间页目录（PMD），同理PMD有一个pmd_t数组，这个数组指向下一级目录表项PTE。

PTE简称页表，包含结构体pte_t，直接指向物理页面。

多数体系结构中，搜索页表的工作是由硬件完成的，但是只有在内核正确设置页表的前提下，硬件才能方便的操作。

由于几乎每次对虚拟内存中的页面访问都必须先解析页表，然后得到物理内存，这样页表操作的性能就比较关键。但是搜索物理内存的速度很有限，所以多数体系结构实现了一个缓冲器，叫翻译后缓冲器（TLB），TLB是一个将虚拟地址映射到物理地址的硬件缓存，当请求访问虚拟地址时候，先从TLB中找，如果有对应的物理地址，物理地址立即返回，没有再查页表。