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深入理解Linux内存管理机制

时间:2013-09-25 12:18来源:淘宝网综合业务平台团队 编辑:linuxeye 点击:
通过本文,你可以了解: 1. 存储器硬件结构; 2.分段以及对应的组织方式; 3.分页以及对应的组织方式。 注1:本文以Linux内核2.6.32.59本版为例,其对应的代码可以在 http://www.kernel.org/
通过本文,你可以了解:
1. 存储器硬件结构;
2.分段以及对应的组织方式;
3.分页以及对应的组织方式。
注1:本文以Linux内核2.6.32.59本版为例,其对应的代码可以在http://www.kernel.org/pub/linux/kernel/v2.6/longterm/v2.6.32/linux-2.6.32.59.tar.bz2找到。
注2:本文所有的英文专有名词都是我随便翻译的,请对照英文原文进行理解。
注3:推荐使用Source Insight进行源码分析。

内存组织
计算机内存属于随机存储器(RAM),目前PC机广泛使用的是DDR

SDRAM,即“双倍速率同步动态随机存储器”,其本质上仍然是由n bits*m KB个内存芯片组成的,比如如果我们需要8位64KB的内存,则我们就需要2*8=16块4bits*8KB的内存块。由于计算机通常是以字节(Byte)进行数据交换的,所以对内存的地址编码一般使用字节,如上我们有64KB内存,则其地址编码为0×0000~0xFFFF,称为物理地址。对于32位机来说,由于其“地址寄存器(AR)”是32位,也就限制了其内存的最大寻址范围是2^32=4GB。

Linux将物理地址按4KB的大小划分成“帧(Frame)”。为什么是4KB?因为每一个帧都需要用一个C结构体来描述,称之为“帧描述单元(Frame Discriptor)”,如果太小,帧描述单元显然太多了,如果太大,那么在内存分配时又会造成“内碎片(InnerFragments)”。早些时候,计算机的内存址都是直接映射的,由于程序里的地址是写死的,这就意味着每段程序每次都只能映射对应的地址空间。这无论对程序设计者与系统都是相当大的负担。Linux使用“分段”加“分页”来解决此问题。由于它们的存在,内存地址进入了逻辑地址时代。Linux有三种地址:逻辑地址(LogicAddress)、线性地址(Linear Address)与物理地址(Physics Address)。其关系如下:

另外,Linux支持众多CPU架构,这里只研究X86的,对应的源代码为:…/X86/… 路径。

Linux中的分段
Linux 并不使用太多的分段,原因是某些RISC机器对分段的支持不好。为此Linux的分段都存在“全局描述表(GDT)”中,GDT是一个全局 desc_struct数组(位于linux-2.6.32.59\arch\x86\include\asm),其结构如下:

#define GDT_ENTRIES 16  
  
struct desc_struct gdt[GDT_ENTRIES];  
  
struct desc_struct {  
    union {  
        struct {  
            unsigned int a;  
            unsigned int b;  
        };  
        struct {  
            u16 limit0; // 段大小  
            u16 base0; // 段起始位置  
            unsigned base1: 8, type: 4, s: 1, dpl: 2, p: 1; // type表示段类型,占4位;dpl指的段运行权限,占2位  
            unsigned limit: 4, avl: 1, l: 1, d: 1, g: 1, base2: 8; //d 表示内存地址位宽,占1位  
        };  
    };  
} __attribute__((packed));  
所以我们可以看出,段描述结构体占8个字节,至于里面的a,b,那是老的方式,后来使用C++ Struts的Bit Fields后更方便了。type类型由以下几种:
enum {  
    DESC_TSS = 0×9,  
    DESC_LDT = 0×2,  
    DESCTYPE_S = 0×10,  /* !system */  
};
Linux主要使用以下几种段:
  • 内核代码段(Kernel Code Segment):type=10,dpl=0
  • 内核数据段(Kernel Data Segment):type=2,dpl=0
  • 用户代码段(User Code Segment):type=10,dpl=3
  • 用户数据段(User Data Segment):type=2,dpl=3
  • 任务状态段(Task State Segment),每进程一个:type=9,dpl=3
其它类型可以参见linux-2.6.32.59\arch\x86\include\asm\segment.h,里面有非常详细的说明。

它们都存储在“全局描述符表(GDT)”。Linux本身并不使用“局部描述符表(LDT)”,当一个进程被创建时,其指向的是一个默认的LDT,不过系统并不阻止进程创建它。也就是说一个进程最多两个段描述符:TSS与LDT。由于Segment Selector为16位(为什么只有16位,这个就是历史原因了,由于X86在Real Mode下段地址只有20位,其中有效的就是16位,详见:x86

memory segmentation,但Linux段内偏移地址高达32位,所以线性地址总共是48位),其中有效的索引位仅有13位,所以GDT的最大长度为213-1=8192,除去系统保留的12个,留给进程的只有8180个入口,那么就意味Linux进程的最大数为8180/2=4090。需要注意的是,进程在创建的时候并不会马上创建自己的LDT,其指向的是GDT一个默认的LDT,里面的SD为null。只有在需要的时候进程才创建自己的LDT并把它放入GDT中。所以不管是LDT也好,TSS也好,它们都存放在GDT里面。而对于UCS与UDS,所有的进程共享一个。这样地址空间不会重复吗?不会,因为线性不是最终的物理地址,每个进程还有自己的页表,所以最终映射到物理地址是不同的。

下面我们来看看段中地址是如何转换的。假设我们需要访问内核数据段的0×00124部分,由代码知其GDT的入口为13,那么其对应的内存地址=gdtr+13*8+0×00124,假设gptr为0×02000,则最终的结果为0×02228。gdtr是一个寄存器,其为48位,用来保存GDT的第一个字节线性地址与表限。其过程如图所示:
图片来源于《Understand The Linux Kernel》

分页
相对于分段来说,分页更主流更流行一些。原因是其更灵活,其能把不同的线性地址映射到同一个物理地址上,缺点是内存必须以页大小的整数倍分配。按现在主流的4KB一页来说,如果程序只申请100B的数据,那内存浪费还是相当的大。为此,Linux使用了一种称为Slab的方法来解决这个问题,后面的文章会讲到。

因为页表本身也需要存储空间,按每页32B来算,对于4GB内存,每页4KB,共有1M页,则页表的大小为32MB,这显然不可以接受,所以后来出现了多级页表这个概念。2004年后Linux版本使用的是四级页表:第一级叫“全局目录(Page

Global Directory)“、第二级叫“页上级目录(Page

Upper Directory)”、第三级叫”页中间目录(Page

Middle Derectory)”、第四级叫”页面表(Page

Table Entry)”,最后页内偏移量“offset”,如下图:

图中的cr3是一个寄存器,它存储“Global DIR”的地址。当进程切换发生时,它将被保存在TSS中,前面说过了TSS段表是每个进程一个。分页在Linux内使用的地方很多,特别是进程内的地址转换。分页有硬件支持的,特别是旁路转换缓冲(Translation

Lookaside Buffer)的出现,使用即使使用三级页表的Linux在地转转换中的实际效果也是非常好的。与段表所有的进程都共用一个的是,每个进程都拥有自己的分页。其实也正是因为所有进程都共享一个段表,每个进程才必须有自己的页表,否则相同的linear地址如何映射到不同的物理地址去?下面我们着重来研究一下Linux系统中是如何表示分页中所用到的数据结构的。

每个“帧”在Linux中都是以一个名为page(位于linux-2.6.32.59\include\linux\Mm_types.h)的结构体来存储的。所有的页被放在一个类型为page名为mem_map的数组中(位于linux-2.6.32.59\mm\Memory.c)。代码如下(为了显示方便,仅列出部分:
struct page {  
unsigned long flags;          /* 帧的标志位,用枚举pageflags(位于:linux-2.6.32.59\include\linux\Page-flags.h)表示,每个值的意义详见注释 */  
…  
    atomic_t _count;        /* 该帧被引用的数量 */  
    union {  
        atomic_t _mapcount; /* 所有指向该帧的页表数量*/  
        …  
    };  
    union {  
        struct {  
        unsigned long private;      /*根据此页的使用情况会有不同的意义,详见源码注释*/  
        …  
        };  
…  
    };  
      
union {  
        pgoff_t index;      /* 重要:类型即unsinged long, 指向物理帧号 */  
…  
    };  
  
  
    struct list_head lru;       /* 指向最近被使用的页的双向链表,cache相关*/  
};
下面我们再来看看PGD页表。每个进程的mm_struct->pgd(位于:linux-2.6.32.59\include\linux\Mm_types.h)指向自己的PGD:
struct mm_struct {  
        …  
    pgd_t * pgd;  
    …       
}
可以看出pdg实际上是一个pgd_t结构数组,pgd_t在X86系统中就是一个usinged long,其指向的就是下一级页表的地址。就这样找下去,直到找到对应的页为止,再加上页内偏移,就可以进行内存访问了。

例如线性地址为:0x91220B01,如下图,如果PGD、PUD、PMD以及PTE均5位。页内偏移12位,即页大小4KB。
那么这段内存的解析步骤是:
  1. PGD号为24,查PGD[24]得到PUD入口;
  2. PUD号为4,再查PUD[4];
  3. PMD号为36,再查PMD[36];
  4. PTE号为2,再查PTE[2];
  5. 如果最终帧地址为a:那么最后的物理地址就是a+0×0301
需要补充的是,并不是所有的内存都是使用“分页”,在内核初始化的时候,有100MB内存的样子是使用直接映射的,这是因为总是要先装入分页的初始化代码才能进行页表初始化。

总结:不知不觉也写了不少了。这次我们介绍了操作系统最基本的内存管理概念“分段”与“分页”在Linux中的实现,可以看出其与通过的概念还是很接近的。这正证明了基础知识的重要性。下一次我们将介绍Linux的内存初始化过程,如页表的建立与初始化。
转自:http://rdc.taobao.com/team/jm/archives/2063

转载请保留固定链接: http://www.linuxeye.com/Linux/1931.html

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标签:linux内存管理机制
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