Linux內存管理之一 分段與分頁

Posted on 2012-07-19 21:22 sin 閱讀(3130) 評論(0) ?編輯?收藏 引用 所屬分類: Linux編程 現代操作系統的內存管理機制有兩種：段式管理和頁式管理。

段式內存管理，就是將內存分成段，每個段的起始地址就是段基地址。地址映射的時候，由邏輯地址加上段基地址而得到物理地址。純粹的段式內存管理的缺點很明顯，就是靈活性和效率比較差。首先是段的長度是可變的，這給內存的換入換出帶來諸多不便，如何選擇一個段的長度是一個棘手的問題；其次進程在運行過程中，可能會擴充地址空間，這就要增加段，從而造成進程的地址空間由很多小段構成，在進程運行過程中，訪問不同的段時，就需要頻繁切換段基地址；再一點，段式內存管理如果有太多的小段，在釋放段的時候，會造成外部碎片。

頁式內存管理，內存分成固定長度的一個個頁片。地址映射的時候，需要先建立頁表，頁表中的每一項都記錄了這個頁的基地址。通過頁表，由邏輯地址的高位部分先找到邏輯地址對應的頁基地址，再由頁基地址偏移一定長度就得到最后的物理地址，偏移的長度由邏輯地址的低位部分決定。一般情況下，這個過程都可以由硬件完成，所以效率還是比較高的。頁式內存管理的優點就是比較靈活，內存管理以較小的頁為單位，方便內存換入換出和擴充地址空間。

嚴格說Linux采用段頁式內存管理，也就是既分段，又分頁。地址映射的時候，先確定對應的段，確定段基地址；段內分頁，再找到對應的頁表項，確定頁基地址；再由邏輯地址低位確定的頁偏移量，就能找到最終的物理地址。但是，實際上Linux采用的是頁式內存管理。原因是Linux中的段基地址都是0，相當于所有的段都是相同的。這樣做的原因是某些體系結構的硬件限制，比如Intel的i386。作為軟件的操作系統，必須要符合硬件體系。雖然所有段基地址都是0，但是段的概念在Linux內核中是確實存在的。比如常見的內核代碼段、內核數據段、用戶態代碼段、用戶態數據段等。除了符合硬件要求外，段也是有實際意義的。

x86硬件分段單元：

邏輯地址分為兩部分組成：段標識符和指定段內相對地址的偏移量。
段描述符：用來存放段起始地址，段大小，存儲權限等。
段描述符表：存放段描述的表項。
段寄存器：存放段標識符。6個段寄存器稱為cs(代碼段寄存器)，ss(棧段寄存器)，ds(數據段寄存器)，es，fs 和gs。
段基地址寄存器：指向段描述符表地址。
Linux分段機制：
Linux對分段使用非常有限。作為一個跨硬件體系的操作系統，要支持多種硬件體系，而一些硬件體系結構式不支持分段的，Linux把所有段起始地址都設為0。
Linux采用4個段進行尋址，用戶態代碼段，用戶態數據段，內核態代碼段，內核態數據段。


x86分頁單元：

x86采用兩級頁表。
第一級為頁目錄表，存儲在一個4K字節的頁中，每個表項包含了一個頁表的物理地址。線性地址最高的10位(22-31)用來產生第一級表索引，由該索引得到的表項中的內容定位了二級表中的一個表的地址，即下級頁表所在的內存塊號。
第二級為頁表，存儲在一個4K字節頁中，每個表項包含了一個頁的物理地址。線性地址的中間10位(12-21)位進行索引，定位頁表表項，獲得頁的物理地址。頁物理地址的高20位與線性地址的低12位形成最后的物理地址。
分頁機制由CR0寄存器中的PG位啟用。如PG=1，啟用分頁機制，把線性地址轉換為物理地址。如PG=0，禁用分頁機制，直接段機制產生的線性地址當作物理地址使用。
頁目錄表的物理地址存放在CR3寄存器。每個進程有它自己的頁全局目錄和自己的頁表集。當發生進程切換時，Linux把CR3控制寄存器的內容保存在前一個執行進程的描述符中，然后把下一個要執行進程的描述符的值裝入CR3寄存器中。這確保了當新進程重新開始在CPU上執行時，分頁單元指向一組正確的頁表。
Linux分頁機制：
作為一個通用的操作系統，Linux需要兼容各種硬件體系，包括不同位數的CPU。對64位的CPU來說，兩級頁表仍然太少，一個頁表會太大，這會占用太多寶貴的物理內存。Linux采用了通用的四級頁表。實際采用幾級頁表則具體受硬件的限制。

四種頁表分別稱為： 頁全局目錄、頁上級目錄、頁中間目錄、頁表。對于32位x86系統，兩級頁表已經足夠了。Linux通過使“頁上級目錄”位和“頁中間目錄”位全為0，徹底取消了頁上級目 錄和頁中間目錄字段。不過，頁上級目錄和頁中間目錄在指針序列中的位置被保留，以便同樣的代碼在32位系統和64位系統下都能使用。 與50位技術專家面對面20年技術見證，附贈技術全景圖

總結

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