Linux内存管理（一）

一、内存管理机制概述：

   Linux内存管理采用的是虚拟内存管理方式。早期的X86以实模式的方式工作，程序可直接访问物理内存单元。这样就无法保证系统代码和数据的安全性。引入虚拟内存管理之后，程序只能以虚拟地址访问内存，MMU(内存管理单元)来完成虚拟地址到物理地址的转换。CPU在需要访问内存的时候，并不是把虚拟地址送给内存总线，而是先将虚拟地址交给MMU，MMU将虚拟地址映射为物理地址，然后将物理地址交给内存总线。对于32位的系统，虚拟地址空间为4Gb，0x0-0xFFFFFFFF。其中，高地址的1G空间留给了操作系统，而应用程序使用低地址的3G空间。

   Linux系统采用了分段和分页机制管理内存。分段机制的作用是将逻辑地址转换为线性地址（虚拟地址），而分页则是进一步将线性地址转换为物理地址。

二、分段机制和相关寄存器：

   分段机制的作用：将给出的逻辑地址[段选择符：偏移量]转换为线性地址。

    

   段选择符（存放于段寄存器中）是一个16位长的字段，其中13位为索引号，它其实存放的是段描述符表中该段段描述符对应的位置，可以通过索引号和段描述符表查找到该段的段描述符。段描述符（8字节）中最重要的是Base字段，它是段的起始地址。用这个家伙再加上偏移量就得到了线性地址。

   相关寄存器：

    段寄存器：存放段选择符。

      GDTR（全局段描述符表寄存器）：用于存放GDT的线性地址和长度。GDT是全局段描述符表，

                               存放的是全局段描述符表项。

      LDTR（局部段描述符表寄存器）：用于存放LDT的线性地址和长度。GDT是局部段描述符表，                                存放的是局部段描述符表项。

      //这儿的全局段和局部段的区别是：全局段可被所有程序访问，而局部段只能由特定的程序访问。

       段选择符中的索引到底指向的是GDTR还是LDTR是由段选择符剩余3位中的T1字段决定。       T1=0，则指向的是GDT，T1=1，则指向的是LDT。

    现在来看看具体的转换过程以加深对上述概念的理解：

    1、给定一个逻辑地址[段选择符：偏移量]，从段选择符得到T1。

    2、若T1=0，则从GDTR中得到段描述符表的线性地址和长度。若T1=1，则从LDTR中得到段描述        符表的线性地址和长度。

    3、根据得到的段描述表的线性地址和段选择符中的索引号，我们可以找到对应的段表项。

    4、从该表项中可以得到BASE字段，即段基址。

    5、将段基址和偏移量相加就得到了线性地址。

三、分页机制：

   分页机制主要负责把线性地址转化为物理地址，当然，分页机制最主要的优点是可以把内存分成一小块一小块的页，从而可以防止产生过多的碎片，提高内存利用率。

   控制寄存器CR0中的PG位是分页机制的开关，如果PG=1，则启用分页机制，把线性地址转化为物理地址；如果PG=0，则禁用分页机制，分段机制所产生的线性地址直接被当作物理地址使用。分页机制将线性地址空间和物理地址空间分成固定大小的页。物理地址空间的页称为页框。线性地址空间的页可映射到任意物理地址空间的页框，而且线性地址空间的页和物理地址空间的页框的大小必须相等。386体系的页大小为4K，并在页的边界上对齐。4G的空间，每个页面4K，那么我们有1M个页面。分页机制所用的页表项也就有1M个，每个页表项4个字节，我们需要4M的空间来存储页表。为了不开辟连续的4M空间，386采用了两级页表机制。

   对于低12位的线性地址，可直接作为物理地址使用。高20位的线性地址，又分了两个部分，每一级页机制使用10位。

   第一级，称为页目录，有1K个，每个页目录4个字节，因此占用4K字节的空间，每个页目录里存放着一个页表的首址，因而就有1K个页表。用线性地址的前十位来表示页目录。

   第二级就是页表，它有1K个表项，每个表项4个字节，也占用4K字节的空间。线性地址的中间十位来表示页表。这样，总共就有1K*1K=1M个表项，每个表项存放着页面的起始地址。再用该起始地址加上低12位的线性地址，我们就得到了物理地址。

        上图为页目录项每一位的使用情况。12 到31位存放的是页表首址。第0位，若P=0，表示没有属于该目录项的页面存在于内存。P=1则相反。第1位和第2位定义了页面的读写权限第3位PWT位，表示是否采用写透方式（既写内存又写高速缓存）。第4位，是否启用告诉缓存。第5位，访问位，当对页目录访问时，该位为1。第7位是页大小标志位，置1指的是采用扩展分页机制，即页面的大小不再是4KB，而是4MB。第9-11位为Linux系统未使用。

        页表项每位的作用和页目录的类似，不再赘述。

下面我们看一下整个转换过程：

1、CR3中存放着页目录的起始地址，我们把线性地址的前10位乘以4（每个目录项占4个字节）和该起       始地址相加就得到了页表首址。

2、将线性地址的中间10位作为索引，乘以4，与页表首址相加便得到了页表项的地址。

3、我们从页表项中取出页面首址，与线性地址的低12位相加就得到了物理地址。