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Linux虚拟内存管理基础v2研究报告.ppt
Linux虚拟内存管理基础篇
4
用户地址空间与内核地址空间
Linux将每个进程的4GB的独立地址空间又划分为用户地址空间(0~ 0xBFFFFFFF)和 内核地址空间(0xC0000000 ~ 0xFFFFFFFF)两部分。
操作系统内核代码和数据存放在内核地址空间;每个进程自己私有的代码和数据存放在用户地址空间
虽然Linux的内核代码和数据被映射到了每个进程的地址空间中(所有进程看到的内容是相同的),但在实际的物理内存中,只有内核代码和数据的一份拷贝。
5
用户地址空间与内核地址空间
用户态与核心态
一般现代CPU都有几种不同的指令执行级别
在高执行级别下,代码可以执行特权指令,访问任意的物理地址,这种CPU执行级别就对应着内核态
用户态指相应的低级别执行状态,代码的掌控范围会受到限制,只能执行CPU指令集的一个子集
举例:intel x86 CPU有四种不同的执行级别0-3,Linux只使用了其中的0级和3级分别来表示内核态和用户态
0xc0000000以上的内核地址空间只能在内核态下访问,00xbfffffff的用户地址空间在两种状态下都可以访问
应用程序可以通过Linux系统调用由用户态进入内核态
7
逻辑地址与物理地址
逻辑地址:程序在运行过程中用来访问存储器的地址。程序员在编程时,只需知道逻辑地址,不需考虑该地址与实际物理硬件上的存储单元如何对应。编译器在编译源程序时,也只需考虑逻辑地址。
物理地址:表示物理存储器中一个存储单元的实际位置,地址总线上产生的就是物理地址。(总线地址)
在实地址模式下,逻辑地址等于物理地址。在虚拟地址模式下,逻辑地址不等于物理地址,必须经过查表才能转换为物理地址,因此也叫虚拟地址。
线性地址:2维逻辑地址变为1维地址后,叫线性地址
物理地址
查表 转换
逻辑地址
虚拟页
物理页
0
3
1
null
2
1
3
null
虚拟页
物理页
0
2
1
null
2
1
3
null
虚拟页
物理页
0
null
1
null
2
1
3
null
物理页
taken
进程id
0
N
null
1
Y
os
2
Y
2
3
Y
1
进程 1 的页表
进程id
虚拟页
硬盘文件名
偏移量
进程 2 的页表
进程 3 的页表
内页表
外页表
CR3寄存器
CPU负责查表(虚拟地址->物理地址),查表失败时触发缺页异常(14号);
OS负责填充各个表的内容,并提供缺页中断的中断服务器程序。
9
X86处理器对VM的支持
MMU单元:(1)自动查表,将当期指令中的逻辑地址转化为物理地址; (2)触发缺页异常。
32bitCPU支持2级页表:页目录表,页表。10+10+12
64bitCPU支持4级页表:9+9+9+9+12
专用寄存器CR3中存放了当前有效的页目录表的物理地址。
专用寄存器CR2用于存放触发缺页异常的线性地址。
转换旁视缓冲区TLB:将常用的逻辑/物理转换关系缓存到CPU。当页表被修改,或有效页表切换时需调用专用指令刷新TLB。
flush_tlb_all, flush_tlb_mm, flush_tlb_range, flush_tlb_page
10
32bit Intel x86的页表
在32位CPU上,地址空间为2^32,一个内存页大小为2^12,则共有2^20个页,页编号范围0~2^20-1,因此页表中的一行至少要用3个字节(存储页编号是必须的),但实际上页表中一行占4个字节。
80386CPU中一个页表项的定义如下:
Present标志、Accessed标志、Dirty标志、Read/Write标志、User/Supervisor标志、……
如果present标志为0,分页单元就把这个线性地址存放在处理器的CR2寄存器中,并产生一个14号缺页异常
11
页表项或页目录项中的标志
Present标志:所指内容是否存在
Accessded标志:所指内容被访问之后自动置1
Dirty标志:所指内容被修改后自动置1
Read/Write标志:所指内容的读写权限
User/Supervisor标志:所指内容的访问特权要求
PCD/PWT:是否运行被缓存至Cache
PageSize:页大小:4K,4M,2M
Global标志:防止页从TLB中刷新出去
12
两级页表
为了节省内存,32位CPU采用了两级页表
第一级为页目录,每个表项存储了第二级页表的物理地址。
第二级页表的每个表项存储了一个虚拟页所对应物理页的物理地址。
32位的虚拟地址被分成3个域
目录(directory)最高的10位
页表(Table)中间的10位
页内偏移量(offset)最低的12位
程序
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