[原创]Linux内存管理图解(2)线性地址转物理地址

Aryang

Linux内存管理图解
作者：wdy

二、线性地址转物理地址

前面说了Linux中逻辑地址等于线性地址，那么线性地址怎么对应到物理地址呢？这个大家都知道，那就是通过分页机制，具体的说，就是通过页表查找来对应物理地址。

分页是CPU提供的一种机制，Linux只是根据这种机制的规则，利用它实现了内存管理。

分页的基本原理是把线性地址分成固定长度的单元，称为页（page）。页内部连续的线性地址映射到连续的物理地址中。X86每页为4KB（为简化分析，我们不考虑扩展分页的情况）。为了能转换成物理地址，我们需要给CPU提供当前任务的线性地址转物理地址的查找表，即页表(page table)，页表存放在内存中。

在保护模式下，控制寄存器CR0的最高位PG位控制着分页管理机制是否生效，如果PG=1，分页机制生效，需通过页表查找才能把线性地址转换物理地址。如果PG=0，则分页机制无效，线性地址就直接作为物理地址。

为了实现每个任务的平坦的虚拟内存和相互隔离，每个任务都有自己的页目录表和页表。

为了节约页表占用的内存空间，x86将线性地址通过页目录表和页表两级查找转换成物理地址。

32位的线性地址被分成3个部分：

最高10位 Directory 页目录表偏移量，中间10位 Table是页表偏移量，最低12位Offset是物理页内的字节偏移量。

页目录表的大小为4KB（刚好是一个页的大小），包含1024项，每个项4字节（32位），表项里存储的内容就是页表的物理地址（因为物理页地址4k字节对齐，物理地址低12位总是0,所以表项里的最低12字节记录了一些其他信息，这里做简化分析）。如果页目录表中的页表尚未分配，则物理地址填0。

页表的大小也是4k，同样包含1024项，每个项4字节，内容为最终物理页的物理内存起始地址。



每个活动的任务，必须要先分配给它一个页目录表，并把页目录表的物理地址存入cr3寄存器。页表可以提前分配好，也可以在用到的时候再分配。

还是以 mov    0x80495b0, %eax  中的地址为例分析一下线性地址转物理地址的过程。

前面说到Linux中逻辑地址等于线性地址，那么我们要转换的线性地址就是0x80495b0。转换的过程是由CPU自动完成的，Linux所要做的就是准备好转换所需的页目录表和页表（假设已经准备好，给页目录表和页表分配物理内存的过程很复杂，后文再分析）。

内核先将当前任务的页目录表的物理地址填入cr3寄存器。

线性地址 0x80495b0 转换成二进制后是 0000 1000 0000 0100 1001 0101 1011 0000，最高10位0000 1000 00的十进制是32，CPU查看页目录表第32项，里面存放的是页表的物理地址。线性地址中间10位00 0100 1001 的十进制是73，页表的第73项存储的是最终物理页的物理起始地址。物理页基地址加上线性地址中最低12位的偏移量，CPU就找到了线性地址最终对应的物理内存单元。

我们知道Linux中用户进程线性地址能寻址的范围是0 － 3G，那么是不是需要提前先把这3G虚拟内存的页表都建立好呢？一般情况下，物理内存是远远小于3G的，加上同时有很多进程都在运行，根本无法给每个进程提前建立3G的线性地址页表。Linux利用CPU的一个机制解决了这个问题。进程创建后我们可以给页目录表的表项值都填0，CPU在查找页表时，如果表项的内容为0,则会引发一个缺页异常，进程暂停执行，Linux内核这时候可以通过一系列复杂的算法给分配一个物理页，并把物理页的地址填入表项中，进程再恢复执行。当然进程在这个过程中是被蒙蔽的，它自己的感觉还是正常访问到了物理内存。

怎样防止进程访问不属于自己的线性地址（如内核空间）或无效的地址呢？内核里记录着每个进程能访问的线性地址范围（进程的vm_area_struct 线性区链表和红黑树里存放着），在引发缺页异常的时候，如果内核检查到引发缺页的线性地址不在进程的线性地址范围内，就发出SIGSEGV信号，进程结束，我们将看到程序员最讨厌看到的Segmentation fault。

[ 本帖最后由 Aryang 于 2008-11-23 22:40 编辑 ]

Godbach

顶一下。有时间好好拜读。

wuliming_sc

不错，简明易懂

cluter

简单的顶一下。。。。。。。

tuibo

mips 64体系结构下， 内核中使用数据（alloc_page, kmalloc,kmem_cache_alloc接口）都是通过xphys段直接扩展，不经过tlb映射，  由于是64位，所以所有的物理内存都可以访问，
   vmalloc接口是经过tlb映射的到xkseg，所有的内核公用一个这么一个映射表。

   用户模式下每个进程有一个自己的tlb映射表。


原则上讲 内核应该可以使用所有的内存，但是32位模式下出现了问题，x86为例, 内核约定使用c000 0000   ---  ffff ffff  的虚拟地址， 内核一般只做线性映射，映射对应0--1G的物理地址空间， 内核如何使用vmalloc使用> 1G的内存空间high_mem呢 ？ 怎么每次每人写内存这一块的都不解释这个 ？ 这个是为什么？ 老是页表，目录表的，这个大家还是比较好懂。
      
     我猜测，要么从0--1g里面挖一块空间出来做vmalloc映射，但不是线性的，可重复的，要么从用户空间挖一块出来，   哥懒得看代码了， 谁出来解释一下。

tempname2

内核1G虚拟地址空间里只有前896M是线性映射的，剩余的一段有好几种用途，其中就包括vmalloc。每本书里都讲了这个吧。。。。。

zhanglong71

"如果内核检查到引发缺页的线性地址不在进程的线性地址范围内，就发出SIGSEGV信号，进程结束"
－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－　
　　　　
　　push或pusha指令在进程的用户态栈上的操作的地址，可能不在任何线性区。
　　x86平台下，栈是向下生长的，其VM_GROWSDOWN标志被设置，通过vm_start减小而生长。这种线性区的边界并没有限定用户栈的当前大小。线性区是以页为单位分配的，而栈的大小不是以页为单位分配。

　　在缺页的处理过程中，允许栈的空间扩展到线性区以下的32字节。此32字节是由pusha指令入栈的寄存器个数决定的(好象是8个通用寄存器吧)。

懂医术的厨师

内核1G虚拟地址空间里只有前896M是线性映射的，剩余的一段有好几种用途，其中就包括vmalloc。每本书里都讲了 ...
tempname2 发表于 2011-06-12 23:37

仅仅896M~1G被内核自由的用作vmalloc，设备资源映射等用途，这个之前我也有困惑，后来还是tmepnameXX帮助。不过感觉还是太少了。
我记得tmepnameXX之前有个帖子分析，896M虽被内核映射了，但并未据为己有。用户态依旧可申请。以后应该实现vmalloc也可以就好了

dukuman

mark