2015年（25）
分类： LINUX
2015-09-05 09:33:08
原文地址：linux内存寻址解析 作者：wangbaolin719
1.内存地址
1.逻辑地址：每一个逻辑地址都有一个段和偏移量组成。
2.线性地址：也叫虚拟地址，是一个32位无符号整数，可以用来表示高达4GB的地址，值得范围从0x00000000到0xffffffff。
3.物理地址：用于内存芯片级内存单元寻址
内存控制单元（MMU）将逻辑地址转化成线性地址，再转化成物理地址。
1.段选择符（段寄存器 ）
?包括：索引、TI、RPL
?存放段描述符在段表中的索引号（段编号），TI标志用于说明是是GDT还是LDT表，RPL标志权限。
2.段描述符：段描述符表中的一项，表示一段的信息：
?段的基地址(Base Address)：在线性地址空间中段的起始地址。
?段的界限(Limit)：即段大小，在虚拟地址空间中，段内可以使用的最大偏移量。
?段的保护属性(Attribute)： 表示段的特性。例如，该段是否可被读出或写入，或者该段是否作为一个程序来执行，以及段的特权级等等。
3.段描述符放在全局描述符表GDT，或局部描述符表LDT中。能够保存在GDT中的段描述符的最大数目是8191个。
4.段寻址过程（得到线性地址）
(1.判断指令类型，确定使用哪个段寄存器
(2.读段寄存器的内容，找到存放段描述信息的数据结构。（GDTR、LDTR）
①通过TI标志，判断本次操作所用段是到全局段描述表中找，还是到局部段描述表中找
②读GDTR或LDTR寄存器中存放的地址，找到描述表的首地址
③根据段寄存器中记录的索引号从描述表首址处偏移，找到第n个描述符，既是要找的段信息。
(3.得到基地址
(4.指令地址做偏移，判断是否长度越界
(5.根据指令性质及段描述符中的访问权限判断是否越权
(6.将基地址与指令中的偏移地址相加得到实际的内存地址，完成地址映射。
5.保护的表现
（1．界限保护
?越界判断：段长参数
?特权指令：新增的GDTR或LDTR寄存器不存在与旧指令兼容问题，访问他们的指令设定为特权指令，段寄存器的访问属性仍然同以往一样无特权，既保持了兼容，又保证了程序无法故意修改段描述进行越界。
（2.权限保护
?根据段的保护属性判断是否具有访问权限。如，只读段中不允许写入。
?系统态、用户态分离。段寄存器中的后两位RPL表示请求者操作要求的特权级。GDTR或LDTR中的dpl字段设定了段的访问权限。指令段rpl标志要求的权限应不低于dpl规定的级别。特权指令只能在系统态执行。
1.linux中的四个段
运行在用户态的所有linux进程使用一对相同的段来对指令和数据寻址，即用户代码段和用户数据段；运行在内核态的所有linux进程也使用一对相同的段来对指令和数据寻址，即内核代码段和内核数据段。
|
段 |
Base |
G |
Limit |
S |
Type |
DPL |
D/B |
P |
|
用户代码段 |
0x00000000 |
1 |
0xfffff |
1 |
10 |
3 |
1 |
1 |
|
用户数据段 |
0x00000000 |
1 |
0xfffff |
1 |
2 |
3 |
1 |
1 |
|
内核代码段 |
0x00000000 |
1 |
0xfffff |
1 |
10 |
0 |
1 |
1 |
|
内核数据段 |
0x00000000 |
1 |
0xfffff |
1 |
2 |
0 |
1 |
1 |
2.linux段机制
他们都是从0开始，即意味着用户态和内核态下的所有进程使用相同的逻辑地址。因为段机制就是将逻辑地址转化为线性地址，也就是说在linux中分段机制并没有起到实际的作用，只是走一下过程，而linux下的逻辑地址就等于线性地址。
3.GDT和LDT
每个cpu对应一个GDT，所有的GDT都存放在cpu_gdt_table数组中，而所有GDT的地址和他们的大小被存放在cpu_gdt_descr数组中。每个GDT包含18个段描述符和14个空的。
Linux中基本不使用LDT。
为了效率起见，线性地址分成以固定长度为单位的组，称为页。
分页单元把所有的RAM分成固定长度的页框（也叫物理页），每个页框包含一个页，也就是说一个页框的长度与一个页的长度一致。页框是主存的一部分，也是一个存储区域。页只是一个数据块，可以存放在任何页框或磁盘中。分页单元把线性地址转化成物理地址。
把线性地址映射到物理地址的数据结构称为页表。页表放在主存中，并在启用分页单元之前必须由内核对页表进行适当的初始化。
1.常规分页：
分页单元处理4KB的页。32位的线性地址分成3个域：目录（最高10位）、页表（中间10位）、偏移量（最低12位）。
每个活动的进程必须有一个分配给它的页目录。但没有必要马上为进程所有的页表都分配RAM。正在使用的页目录的物理地址存在寄存器cr3中。线性地址中的目录字段决定页目录中的目录项，而目录项指向适当的页表。地址的页表字段又决定页表中的表项，而表项含有页所在页框的物理地址。偏移量字段决定页框内的相对位置。每一页含有4096个字节。
页目录和页表都可以多大1024项，所以一个页目录可以寻址高达1024*1024*4096=2^32.这和32位地址所期望的一样。
或者下图：
2.扩展分页：
它允许页框大小为4MB。目录字段10位，偏移量字段为22位。
3.物理地址扩展（PAE）分页机制：
32位的物理地址，由于用户进程线性地址空间的需要，内核不能直接对1GB以上的RAM进行寻址。而许多服务器需要大于4GB的RAM来运行数以千计的进程。所以Intel将管教数增加到36，现在处理器的寻址能力为2^36=64GB.
4.硬件高速缓存：
高速缓存单元插在分页单元和内存之间。
在linux设置中，对于所有的页框都启用高速缓存，对于写操作总是采用回写策略。
5.转换后援缓冲器TLB：
除硬件缓存外，还采用TLB的高速缓存来用于加快线性地址的转换。
Linux分页机制的作用：分页机制是在段机制之后进行的，它进一步将线性地址转换为物理地址。我们先来看看硬件构造：
80386使用4K字节大小的页，且每页的起始地址都被4K整除。因此，早期80386把4GB字节线性地址空间划分为1M个页面，采用了两级表结构。
两级表的第一级表称为页目录，存储在一个4K字节的页中，页目录表共有1K个表项，每个表项为4个字节，线性地址最高的10位（22-31）用来产生第一级表索引，由该索引得到的表项中的内容定位了二级表中的一个表的地址，即下级页表所在的内存块号。
第二级表称为页表，存储在一个4K字节页中，它包含了1K字节的表项，每个表项包含了一个页的物理地址。二级页表由线性地址的中间10位（12-21）位进行索引，定位页表表项，获得页的物理地址。页物理地址的高20位与线性地址的低12位形成最后的物理地址。利用两级页表转换地址图：
80x86的分页机制由CR0中的PG位启用。如PG=1，启用分页机制，并使用本节要描述的机制，把线性地址转换为物理地址。如PG=0，禁用分页机制，直接把前面段机制产生的线性地址当作物理地址使用。
80386使用4K字节大小的页。每一页都有4K字节长，并在4K字节的边界上对齐，即每一页的起始地址都能被4K整除(物理地址最低12位为0)。因此，80386把4G字节的线性地址空间，划分为1G个页面，每页有4K字节大小。
分页机制通过把线性地址空间中的页，重新定位到物理地址空间来进行管理，因为每个页面的整个4K字节作为一个单位进行映射，并且每个页面都对齐4K字节的边界，因此，线性地址的低12位经过分页机制直接地作为物理地址的低12位使用。
线性/物理地址的转换，可将其意义扩展为允许将一个线性地址标记为无效，而不是实际地产生一个物理地址。有两种情况可能使页被标记为无效：其一是线性地址是操作系统不支持的地址；其二是在虚拟存储器系统中，线性地址对应的页存储在磁盘上，而不是存储在RAM存储器中。在前一种情况下，程序因产生了无效地址而必须被终止。
对于后一种情况，该无效的地址实际上是请求操作系统的虚拟存储管理系统，把存放在磁盘上的页传送到物理存储器中，使该页能被程序所访问。由于无效页通常是与虚拟存储系统相联系的，这样的无效页通常称为未驻留页，并且用页表属性位中叫做存在位的属性位进行标识。未驻留页是程序可访问的页，但它不在主存储器中。对这样的页进行访问，形式上是发生异常，实际上是通过异常进行缺页处理。
5.1 页全局目录
页全局目录表，最多可包含1024个页目录项，每个页目录项为4个字节，算起来正好一个页面，结构如图所示：
·第0位是存在位，Present标志：如果被置为1，所指的页（或页表）就在主存中；如果该标志为0，则这一页不在主存中，此时这个表项剩余的位可由操作系统用于自己的目的。如果执行一个地址转换所需的页表项或页目录项中Present标志被清0，那么分页单元就把该线性地址存放在控制寄存器cr2中，并产生14号异常：缺页异常。（我们将在后面的一系列博客中重点讨论Linux如何使用这个字段）。
·第1位是读/写位，第2位是用户/管理员位，Read/Write标志：含有页或页表的存取权限（Read/Write或Read）；User/Supervisor标志：含有访问页或页表所需的特权级。这两位为页目录项提供硬件保护。当特权级为3的进程要想访问页面时，需要通过页保护检查，而特权级为0的进程就可以绕过页保护，如图所示：
·第3位是PWT（Page Write-Through）位，表示是否采用写透方式，写透方式就是既写内存（RAM）也写高速缓存,该位为1表示采用写透方式
·第4位是PCD（Page Cache Disable）位，表示是否启用高速缓存,该位为1表示启用高速缓存。
·第5位是访问位，Accessed标志：当对页目录项进行访问时，A位=1。每当分页单元对相应页框进行寻址时就设置这个标志。当选中的页被交换出去时，这一标志就可以由操作系统使用。分页单元从不重置这个标志；而是必须由操作系统去做。
·第6位Dirty标志，对于页全局目录项，其始终为1。
·第7位是Page Size标志，只适用于页目录项。如果置为1，页目录项指的是4MB的页面，请看后面的扩展分页。
·第8位是Global 标志：只应用于页表项。这个标志是在Pentium Pro引入的，用来防止常用页从TLB高速缓存中刷新出去。只有在cr4寄存器的页全局启用（Page GlobalEnable ，PGE）标志置位时这个标志才起作用。
·第9~11位由操作系统专用，Linux也没有做特殊之用
5.2 页表
80386的每个页目录项指向一个页表，页表最多含有1024个页面项，每项4个字节，包含页面的起始地址和有关该页面的信息。页面的起始地址也是4K的整数倍，所以页面的低12位也留作它用，如图所示。
第31~12位是20位物理页面地址，除第6位外第0～5位及9~11位的用途和页目录项一样，第6位是页面项独有的，当对涉及的页面进行写操作时，D位被置1。
4GB的存储器只有一个页目录，它最多有1024个页目录项，每个页目录项又含有1024个页面项，因此，存储器一共可以分成1024×1024=1M个页面。由于每个页面为4K个字节，所以，存储器的大小正好最多为4GB。
5.3 线性地址到物理地址的转换
当访问一个操作单元时，如何由分段结构确定的32位线性地址通过分页操作转化成32位物理地址呢？过程如图所示。
第一步，CR3包含着页目录的起始地址，用32位线性地址的最高10位A31~A22作为页目录的页目录项的索引，将它乘以4，与CR3中的页目录的起始地址相加，形成相应页表的地址。
第二步，从指定的地址中取出32位页目录项，它的低12位为0，这32位是页表的起始地址。用32位线性地址中的A21~A12位作为页表中的页面的索引，将它乘以4，与页表的起始地址相加，形成32位页面地址。
第三步，将A11~A0作为相对于页面地址的偏移量，与32位页面地址相加，形成32位物理地址。
下面，我们就通过一个实例来介绍一下常规分页是如何工作的。我们假定内核已给一个正在运行的进程分配的线性地址空间范围是0x20000000 到 0x2003ffff（3GB线性地址空间是一个上限，用户态进程只是引用其中的一个子集）。这个空间正好由64页面组成。其实我们并不必关心包含这些页的页框的物理地址，为什么呢？事实上，其中的一些页甚至可能不在主存中。我们只关注页表项中剩余的字段。
进程的线性地址的最高10位开始。这两个地址都以2开头后面跟着0，因此高10位有相同的值，即0x080或十进制的128。因此，这两个地址的页目录（Directory字段）都指向进程页目录的第129项。相应的目录项中必须包含分配给该进程的页表的物理地址。如果没有给这个进程分配其它的线性地址，页目录的其余1023项都填为0。
位的值（即Table字段的值）范围从0到0x03f，或十进制的从0到63。因而只有页表的前64个表项是有意义的，其余960表项都填0。
需要读线性地址0x20021406中的字节。这个地址由分页单元按下面的方法处理：
1. Directory字段的0x80用于选择页目录的第0x80目录项，此目录项指向和该进程的页相关的页表。
2. Table字段0x21用于选择页表的第0x21表项，此表项指向包含所需页的页框。
3. 最后，Offet字段0x406用于在目标页框中读偏移量为0x406中的字节。
如果页表第0x21表项的Present标志为0，则此页就不在主存中；在这种情况下，分页单元在线性地址转换的同时产生一个缺页异常。无论何时，当进程试图访问限定在0x20000000到0x2003ffff范围之外的线性地址时，都将产生一个缺页异常，因为这些页表项都填充了0，尤其是它们的Present标志都被清0。
当今，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。前面我们看到，两级页表对32位系统来说已经足够了，但64位系统需要更多数量的分页级别。直到2.6.10版本，Linux采用三级分页的模型。从2.6.11版本开始，采用了四级分页模型：
如上图所示：
图中展示的4种页表分别被称作：
? 页全局目录（Page Global Directory）
? 页上级目录（Page Upper Directory）
? 页中间目录（Page Middle Directory）
? 页表（Page Table）
页全局目录包含若干页上级目录的地址，页上级目录又依次包含若干页中间目录的地址，而页中间目录又包含若干页表的地址。每一个页表项指向一个页框。线性地址因此被分成五个部分。图中没有显示位数，因为每一部分的大小与具体的计算机体系结构有关。
对于没有启用物理地址扩展的32位系统，两级页表已经足够了。从本质上说Linux通过使“页上级目录”位和“页中间目录”位全为0，彻底取消了页上级目录和页中间目录字段。不过，页上级目录和页中间目录在指针序列中的位置被保留，以便同样的代码在32位系统和64位系统下都能使用。内核为页上级目录和页中间目录保留了一个位置，这是通过把它们的页目录项数设置为1，并把这两个目录项映射到页全局目录的一个合适的目录项而实现的。
启用了物理地址扩展的32 位系统使用了三级页表。Linux 的页全局目录对应80x86 的页目录指针表（PDPT），取消了页上级目录，页中间目录对应80x86的页目录，Linux的页表对应80x86的页表。
最终，64位系统使用三级还是四级分页取决于硬件对线性地址的位的划分。那么，为什么Linux是如此地热衷使用分页技术而对分段机制表现得那么地冷淡呢，因为Linux的进程处理很大程度上依赖于分页。事实上，线性地址到物理地址的自动转换使下面的设计目标变得可行：
? 给每一个进程分配一块不同的物理地址空间，这确保了可以有效地防止寻址错误。
? 区别页（即一组数据）和页框（即主存中的物理地址）之不同。这就允许存放在某个页框中的一个页，然后保存到磁盘上，以后重新装入这同一页时又被装在不同的页框中。这就是虚拟内存机制的基本要素。
每一个进程有它自己的页全局目录和自己的页表集。当发生进程切换时，Linux把cr3控制寄存器的内容保存在前一个执行进程的描述符中，然后把下一个要执行进程的描述符的值装入cr3寄存器中。因此，当新进程重新开始在CPU上执行时，分页单元指向一组正确的页表。
把线性地址映射到物理地址虽然有点复杂，但现在已经成了一种机械式的任务。本章下面的几节中列举了一些比较单调乏味的函数和宏，它们检索内核为了查找地址和管理叶表所需的信息；其中大多数函数只有一两行。也许现在你就想跳过这部分，但是知道这些函数和宏的功能是非常有用的，因为在以后章节的讨论中你会经常看到它们。
5.4 线性地址字段处理
下列宏简化了页表处理：
PAGE_SHIFT
指定Offset字段的位数；当用于80x86处理器时，它返回的值为12。由于页内所有地址都必须放在Offset字段， 因此80x86系统的页的大小是212 =4096字节。 PAGE_MASK宏产生的值为0xfffff000，用以屏蔽Offset字段的所有位。
PMD_SHIFT
指定线性地址的Offset和Table字段的总位数；换句话说，是页中间目录项可以映射的区域大小的对数。PMD_SIZE 宏用于计算由页中间目录的一个单独表项所映射的区域大小，也就是一个页表的大小。PMD_MASK宏用于屏蔽Offset字段与Table字段的所有位。当PAE 被禁用时，PMD_SHIFT 产生的值为22（来自Offset 的12 位加上来自Table 的10 位），PMD_SIZE 产生的值为222 或 4 MB， PMD_MASK产生的值为 0xffc00000。相反，当PAE被激活时，PMD_SHIFT 产生的值为21 (来自Offset的12位加上来自Table的9位)， PMD_SIZE 产生的值为221 或2 MB以及PMD_MASK产生的值为 0xffe00000。大型页不使用最后一级页表，所以产生大型页尺寸的LARGE_PAGE_SIZE 宏等于PMD_SIZE(2PMD_SHIFT)，而在大型页地址中用于屏蔽Offset字段和Table字段的所有位的LARGE_PAGE_MASK宏，就等于PMD_MASK。
PUD_SHIFT
确定页上级目录项能映射的区域大小的对数。PUD_SIZE宏用于计算页全局目录中的一个单独表项所能映射的区域大小。PUD_MASK宏用于屏蔽Offset字段，Table字段，Middle Air字段和Upper Air字段的所有位。在80x86处理器上，PUD_SHIFT总是等价于PMD_SHIFT，而PUD_SIZE则等于4MB或2MB。
PGDIR_SHIFT
确定页全局页目录项能映射的区域大小的对数。 PGDIR_SIZE宏用于计算页全局目录中一个单独表项所能映射区域的大小。PGDIR_MASK宏用于屏蔽Offset, Table，Middle Air及Upper Air的所有位。当PAE 被禁止时，PGDIR_SHIFT 产生的值为22（与PMD_SHIFT 和PUD_SHIFT 产生的值相同），PGDIR_SIZE 产生的值为 222 或 4 MB，以及 PGDIR_MASK 产生的值为 0xffc00000。相反，当PAE被激活时，PGDIR_SHIFT 产生的值为30 (12 位Offset 加 9 位Table再加 9位 Middle Air), PGDIR_SIZE 产生的值为230 或 1 GB以及PGDIR_MASK产生的值为0xc0000000。
PTRS_PER_PTE, PTRS_PER_PMD, PTRS_PER_PUD以及PTRS_PER_PGD
用于计算页表、页中间目录、页上级目录和页全局目录表中表项的个数。当PAE被禁止时，它们产生的值分别为1024，1，1和1024。当PAE被激活时，产生的值分别为512，512，1和4。
5.5 页表处理
pte_t、pmd_t、pud_t和 pgd_t分别描述页表项、页中间目录项、页上级目录和页全局目录项的类型格式。当PAE被激活时它们都是64位的数据类型，否则都是32位数据类型。pgprot_t是另一个64位（PAE激活时）或32位（PAE禁用时）的数据类型，它表示与一个单独表项相关的保护标志。
五个类型转换宏（__ pte、__ pmd、__ pud、__ pgd和__
pgprot）把一个无符号整数转换成所需的类型。另外的五个类型转换宏（pte_val，pmd_val， pud_val， pgd_val和pgprot_val）执行相反的转换，即把上面提到的四种特殊的类型转换成一个无符号整数。
内核还提供了许多宏和函数用于读或修改页表表项：
? 如果相应的表项值为0，那么，宏pte_none、pmd_none、pud_none和 pgd_none产生的值为1，否则产生的值为0。
? 宏pte_clear、pmd_clear、pud_clear和 pgd_clear清除相应页表的一个表项，由此禁止进程使用由该页表项映射的线性地址。ptep_get_and_clear( )函数清除一个页表项并返回前一个值。
? set_pte，set_pmd，set_pud和set_pgd向一个页表项中写入指定的值。set_pte_atomic与set_pte作用相同，但是当PAE被激活时它同样能保证64位的值能被原子地写入。
? 如果a和b两个页表项指向同一页并且指定相同访问优先级，pte_same(a,b)返回1，否则返回0。
? 如果页中间目录项指向一个大型页（2MB或4MB），pmd_large(e)返回1，否则返回0。
宏pmd_bad由函数使用并通过输入参数传递来检查页中间目录项。如果目录项指向一个不能使用的页表，也就是说，如果至少出现以下条件中的一个，则这个宏产生的值为1：
? 页不在主存中（Present标志被清除）。
? 页只允许读访问(Read/Write标志被清除)。
? Acessed或者Dirty位被清除（对于每个现有的页表，Linux总是强制设置这些标志）。
pud_bad宏和pgd_bad宏总是产生0。没有定义pte_bad宏，因为页表项引用一个不在主存中的页，一个不可写的页或一个根本无法访问的页都是合法的。
如果一个页表项的Present标志或者Page Size标志等于1，则pte_present宏产生的值为1，否则为0。前面讲过页表项的Page Size标志对微处理器的分页部件来讲没有意义，然而，对于当前在主存中却又没有读、写或执行权限的页，内核将其Present和Page Size分别标记为0和1。这样，任何试图对此类页的访问都会引起一个缺页异常，因为页的Present标志被清0，而内核可以通过检查Page Size的值来检测到产生异常并不是因为缺页。
如果相应表项的Present标志等于1，也就是说，如果对应的页或页表被装载入主存，pmd_present宏产生的值为1。pud_present宏和pgd_present宏产生的值总是1。
下表中列出的函数用来查询页表项中任意一个标志的当前值；除了pte_file()外，其他函数只有在pte_present返回1的时候，才能正常返回页表项中任意一个标志。
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函数名称 |
说明 |
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pte_user( ) |
读 User/Supervisor 标志。 |
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pte_read( ) |
读 User/Supervisor 标志（表示 80x86 处理器上的页不受读的保护）。 |
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pte_write( ) |
读 Read/Write 标志。 |
|
pte_exec( ) |
读 User/Supervisor 标志（ 80x86 处理器上的页不受代码执行的保护）。 |
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pte_dirty( ) |
读 Dirty 标志。 |
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pte_young( ) |
读 Accessed 标志。 |
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pte_file( ) |
读 Dirty 标志（当 Present 标志被清除而 Dirty 标志被设置时，页属于一个非线性磁盘文件映射）。 |
下表列出的另一组函数用于设置页表项中各标志的值：
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函数名称 |
说明 |
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mk_pte_huge( ) |
设置页表项中的 Page Size 和 Present 标志。 |
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pte_wrprotect( ) |
清除 Read/Write 标志。 |
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pte_rdprotect( ) |
清除 User/Supervisor 标志。 |
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pte_exprotect( ) |
清除 User/Supervisor 标志。 |
|
pte_mkwrite( ) |
设置 Read/Write 标志。 |
|
pte_mkread( ) |
设置 User/Supervisor 标志。 |
|
pte_mkexec( ) |
设置 User/Supervisor 标志。 |
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pte_mkclean( ) |
清除 Dirty 标志。 |
|
pte_mkdirty( ) |
设置 Dirty 标志。 |
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pte_mkold( ) |
清除 Accessed 标志（把此页标记为未访问）。 |
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pte_mkyoung( ) |
设置 Accessed 标志（把此页标记为访问过）。 |
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pte_modify(p,v) |
把页表项 p 的所有访问权限设置为指定的值 v 。 |
|
ptep_set_wrprotect() |
与 pte_wrprotect( ) 类似，但作用于指向页表项的指针。 |
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ptep_set_access_flags( ) |
如果 Dirty 标志被设置为 1 则将页的访问权设置为指定的值，并调用 flush_tlb_page() 函数。 |
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ptep_mkdirty( ) |
与 pte_mkdirty( ) 类似，但作用于指向页表项的指针。 |
|
ptep_test_and_clear_dirty( ) |
与 pte_mkclean( ) 类似，但作用于指向页表项的指针并返回 Dirty 标志的旧值。 |
|
ptep_test_and_clear_young( ) |
与 pte_mkold( ) 类似，但作用于指向页表项的指针并返回 Accessed 标志的旧值。 |
现在，我们来讨论下表中列出的宏，它们把一个页地址和一组保护标志组合成页表项，或者执行相反的操作，从一个页表项中提取出页地址。请注意这其中的一些宏对页的引用是通过 “页描述符”的线性地址，而不是通过该页本身的线性地址。
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宏名称 |
说明 |
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pgd_index(addr) |
找到线性地址 addr 对应的的目录项在页全局目录中的索引（相对位置）。 |
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pgd_offset(mm, addr) |
接收内存描述符地址 mm 和线性地址 addr 作为参数。这个宏产生地址 addr 在页全局目录中相应表项的线性地址；通过内存描述符 mm 内的一个指针可以找到这个页全局目录。 |
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pgd_offset_k(addr) |
产生主内核页全局目录中的某个项的线性地址，该项对应于地址 addr 。 |
|
pgd_page(pgd) |
通过页全局目录项 pgd 产生页上级目录所在页框的页描述符地址。在两级或三级分页系统中，该宏等价于 pud_page() ，后者应用于页上级目录项。 |
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pud_offset(pgd, addr) |
参数为指向页全局目录项的指针 pgd 和线性地址 addr 。这个宏产生页上级目录中目录项 addr 对应的线性地址。在两级或三级分页系统中，该宏产生 pgd ，即一个页全局目录项的地址。 |
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pud_page(pud) |
通过页上级目录项 pud 产生相应的页中间目录的线性地址。在两级分页系统中，该宏等价于 pmd_page() ，后者应用于页中间目录项。 |
|
pmd_index(addr) |
产生线性地址 addr 在页中间目录中所对应目录项的索引（相对位置）。 |
|
pmd_offset(pud, addr) |
接收指向页上级目录项的指针 pud 和线性地址 addr 作为参数。这个宏产生目录项 addr 在页中间目录中的偏移地址。在两级或三级分页系统中，它产生 pud ，即页全局目录项的地址。 |
|
pmd_page(pmd) |
通过页中间目录项 pmd 产生相应页表的页描述符地址。在两级或三级分页系统中， pmd 实际上是页全局目录中的一项。 |
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mk_pte(p,prot) |
接收页描述符地址 p 和一组访问权限 prot 作为参数，并创建相应的页表项。 |
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pte_index(addr) |
产生线性地址 addr 对应的表项在页表中的索引（相对位置）。 |
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pte_offset_kernel(dir,addr) |
线性地址 addr 在页中间目录 dir 中有一个对应的项，该宏就产生这个对应项，即页表的线性地址。另外，该宏只在主内核页表上使用。 |
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pte_offset_map(dir, addr) |
接收指向一个页中间目录项的指针 dir 和线性地址 addr 作为参数，它产生与线性地址 addr 相对应的页表项的线性地址。如果页表被保存在高端存储器中，那么内核建立一个临时内核映射，并用 pte_unmap 对它进行释放。 pte_offset_map_nested 宏和 pte_unmap_nested 宏是相同的，但它们使用不同的临时内核映射。 |
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pte_page( x ) |
返回页表项 x 所引用页的描述符地址。 |
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pte_to_pgoff( pte ) |
从一个页表项的 pte 字段内容中提取出文件偏移量，这个偏移量对应着一个非线性文件内存映射所在的页。 |
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pgoff_to_pte(offset ) |
为非线性文件内存映射所在的页创建对应页表项的内容。 |
下面我们罗列最后一组函数来简化页表项的创建和撤消。当使用两级页表时，创建或删除一个页中间目录项是不重要的。如本节前部分所述，页中间目录仅含有一个指向下属页表的目录项。所以，页中间目录项只是页全局目录中的一项而已。然而当处理页表时，创建一个页表项可能很复杂，因为包含页表项的那个页表可能就不存在。在这样的情况下，有必要分配一个新页框，把它填写为 0 ，并把这个表项加入。
如果 PAE 被激活，内核使用三级页表。当内核创建一个新的页全局目录时，同时也分配四个相应的页中间目录；只有当父页全局目录被释放时，这四个页中间目录才得以释放。当使用两级或三级分页时，页上级目录项总是被映射为页全局目录中的一个单独项。与以往一样，下表中列出的函数描述是针对 80x86 构架的。
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函数名称 |
说明 |
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pgd_alloc( mm ) |
分配一个新的页全局目录。如果 PAE 被激活，它还分配三个对应用户态线性地址的子页中间目录。参数 mm( 内存描述符的地址 ) 在 80x86 构架上被忽略。 |
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pgd_free( pgd) |
释放页全局目录中地址为 pgd 的项。如果 PAE 被激活，它还将释放用户态线性地址对应的三个页中间目录。 |
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pud_alloc(mm, pgd, addr) |
在两级或三级分页系统下，这个函数什么也不做：它仅仅返回页全局目录项 pgd 的线性地址。 |
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pud_free(x) |
在两级或三级分页系统下，这个宏什么也不做。 |
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pmd_alloc(mm, pud, addr) |
定义这个函数以使普通三级分页系统可以为线性地址 addr 分配一个新的页中间目录。如果 PAE 未被激活，这个函数只是返回输入参数 pud 的值，也就是说，返回页全局目录中目录项的地址。如果 PAE 被激活，该函数返回线性地址 addr 对应的页中间目录项的线性地址。参数 mm 被忽略。 |
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pmd_free(x) |
该函数什么也不做，因为页中间目录的分配和释放是随同它们的父全局目录一同进行的。 |
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pte_alloc_map(mm, pmd, addr) |
接收页中间目录项的地址 pmd 和线性地址 addr 作为参数，并返回与 addr 对应的页表项的地址。如果页中间目录项为空，该函数通过调用函数 pte_alloc_one( ) 分配一个新页表。如果分配了一个新页表， addr 对应的项就被创建，同时 User/Supervisor 标志被设置为 1 。如果页表被保存在高端内存，则内核建立一个临时内核映射，并用 pte_unmap 对它进行释放。 |
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pte_alloc_kernel(mm, pmd, addr) |
如果与地址 addr 相关的页中间目录项 pmd 为空，该函数分配一个新页表。然后返回与 addr 相关的页表项的线性地址。该函数仅被主内核页表使用。 |
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pte_free(pte) |
释放与页描述符指针 pte 相关的页表。 |
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pte_free_kernel(pte) |
等价于 pte_free( ) ，但由主内核页表使用。 |
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clear_page_range(mmu, start,end) |
从线性地址 start 到 end 通过反复释放页表和清除页中间目录项来清除进程页表的内容。 |
上图反映了如下信息：
1、 进程的4G 线性空间被划分成三个部分：进程空间（0-3G）、内核直接映射空间（3G – high_memory）、内核动态映射空间（VMALLOC_START - VMALLOC_END）
2、 三个空间使用同一张页目录表，通过 CR3 可找到此页目录表。但不同的空间在页目录表中页对应不同的项，因此互相不冲突
3、内核初始化以后，根据实际物理内存的大小，计算出 high_memory、VMALLOC_START、VMALLOC_END 的值。并为“内核直接映射”空间建立好映射关系，所有的物理内存都可以通过此空间进行访问。
4、“进程空间”和“内核动态映射空间”的映射关系是动态建立的（通过缺页异常）
假设在有三个线性地址 addr1, addr2, addr3 ，分别属于三个线性空间，但是最终都映射到物理页面1：
1、 三个地址对应不同的页表和页表项
2、 但是页表项的高 20bit 肯定是1，表示物理页面的索引号是1
3、 同时，根据高 20 bit，可以从 mem_map[] 中找到对应的 struct page 结构，struct page 用于管理实际的物理页面（红线）
4、 从线性地址，根据页目录表，页表，可以找到物理地址
5、 和物理地址之间很容易互相转换
6、 从物理地址，可以很容易的反推出在内核直接映射空间的线性地址（蓝线）。内核空间的虚拟地址和物理地址相差3G，而要想得到在进程空间或者内核动态映射空间的对应的线性地址，则需要遍历相应的“虚存区间”链表。
关于页目录表：
1、 每个进程有一个属于自己的页目录表，可通过 CR3 寄存器找到
2、 而内核也有一个独立于其它进程的页目录表，保存在 swapper_pg_dir[] 数组中
3、 当进程切换的时候，只需要将新进程的页目录把地址加载到 CR3 寄存器中即可
4、 创建一个新进程的时候，需要为它分配一个 page，作为页目录表，并将 swapper_pg_dir[] 的高 256 项拷贝过来，低 768 项则清0
用户空间不是进程共享的，而是进程隔离的。每个进程最大都可以有3GB的用户空间。一个进程对其中一个地址的访问，与其它进程对于同一地址的访问绝不冲突。比如，一个进程从其用户空间的地址0x1234ABCD处可以读出整数8，而另外一个进程从其用户空间的地址0x1234ABCD处可以读出整数20，这取决于进程自身的逻辑。
任意一个时刻，在一个CPU上只有一个进程在运行。所以对于此CPU来讲，在这一时刻，整个系统只存在一个4GB的虚拟地址空间，这个虚拟地址空间是面向此进程的。当进程发生切换的时候，虚拟地址空间也随着切换。由此可以看出，每个进程都有自己的虚拟地址空间，只有此进程运行的时候，其虚拟地址空间才被运行它的CPU所知。在其它时刻，其虚拟地址空间对于CPU来说，是不可知的。所以尽管每个进程都可以有4 GB的虚拟地址空间，但在CPU眼中，只有一个虚拟地址空间存在。虚拟地址空间的变化，随着进程切换而变化。
从上面我们知道，一个程序编译连接后形成的地址空间是一个虚拟地址空间，但是程序最终还是要运行在物理内存中。因此，应用程序所给出的任何虚地址最终必须被转化为物理地址，所以，虚拟地址空间必须被映射到物理内存空间中，这个映射关系需要通过硬件体系结构所规定的数据结构来建立。这就是我们所说的段描述符表和页表，Linux主要通过页表来进行映射。
于是，我们得出一个结论，如果给出的页表不同，那么CPU将某一虚拟地址空间中的地址转化成的物理地址就会不同。所以我们为每一个进程都建立其页表，将每个进程的虚拟地址空间根据自己的需要映射到物理地址空间上。既然某一时刻在某一CPU上只能有一个进程在运行，那么当进程发生切换的时候，将页表也更换为相应进程的页表，这就可以实现每个进程都有自己的虚拟地址空间而互不影响。所以，在任意时刻，对于一个CPU来说，只需要有当前进程的页表，就可以实现其虚拟地址到物理地址的转化。
内核空间对所有的进程都是共享的，其中存放的是内核代码和数据，而进程的用户空间中存放的是用户程序的代码和数据，不管是内核程序还是用户程序，它们被编译和连接以后，所形成的指令和符号地址都是虚地址，而不是物理内存中的物理地址。
虽然内核空间占据了每个虚拟空间中的最高1GB字节，但映射到物理内存却总是从最低地址（0x00000000）开始的，之所以这么规定，是为了在内核空间与物理内存之间建立简单的线性映射关系。其中，3GB（0xC0000000）就是物理地址与虚拟地址之间的位移量，在Linux代码中就叫做PAGE_OFFSET。
我们来看一下在include/asm/i386/page.h头文件中对内核空间中地址映射的说明及定义：
#define
__PAGE_OFFSET
(0xC0000000)
……
#define
PAGE_OFFSET
((unsigned long)__PAGE_OFFSET)
#define
__pa(x)
((unsigned long)(x)-PAGE_OFFSET)
#define
__va(x)
((void *)((unsigned long)(x)+PAGE_OFFSET))
对于内核空间而言，给定一个虚地址x，其物理地址为“x-
PAGE_OFFSET”，给定一个物理地址x，其虚地址为“x+ PAGE_OFFSET”。
这里再次说明，宏__pa()仅仅把一个内核空间的虚地址映射到物理地址，而决不适用于用户空间，用户空间的地址映射要复杂得多，它通过分页机制完成。
