Linux内存寻址和内存管理

1.    x86的物理地址空间布局

以x86_32，4G RAM为例：

由于这两段地址空间的存在，导致相应的RAM空间不能被CPU所寻址(当CPU访问该段地址时，北桥会自动将目的物理地址“路由”到相应的I/O设备上，不会发送给RAM)，从而形成RAM空洞。

当开启分段分页机制时，典型的x86寻址过程为

内存寻址的工作是由Linux内核和MMU共同完成的，其中Linux内核负责cr3，gdtr等寄存器的设置，页表的维护，页面的管理，MMU则进行具体的映射工作。

2.    Linux的内存管理

Linux采用了分页的内存管理机制。由于x86体系的分页机制是基于分段机制的，因此，为了使用分页机制，分段机制是无法避免的。为了降低复杂性，Linux内核将所有段的基址都设为0，段限长设为4G，只是在段类型和段访问权限上有所区分，并且Linux内核和所有进程共享1个GDT，不使用LDT(即系统中所有的段描述符都保存在同一个GDT中)，这是为了应付CPU的分段机制所能做的最少工作。

Linux内存管理机制可以分为3个层次，从下而上依次为物理内存的管理、页表的管理、虚拟内存的管理。

3.    页表管理

为了保持兼容性，Linux最多支持4级页表，而在x86上，实际只用了其中的2级页表，即PGD（页全局目录表）和PT(页表)，中间的PUD和PMD所占的位长都是0，因此对于x86的MMU是不可见的。

在内核源码中，分别为PGD，PUD，PMD，PT定义了相应的页表项，即

(定义在include/asm-generic/page.h中)

typedef struct {unsigned long pgd;} pgd_t;

typedef struct {unsigned long pud;} pud_t;

typedef struct {unsigned long pmd;} pmd_t;

typedef struct {unsigned long pte;} pte_t;

为了方便的 *** 作页表项，还定义了以下宏：

(定义在arch/x86/include/asm/pgtable.h中)

mk_pte

pgd_page/pud_page/pmd_page/pte_page

pgd_alloc/pud_alloc/pmd_alloc/pte_alloc

pgd_free/pud_free/pmd_free/pte_free

set_pgd/ set_pud/ set_pmd/ set_pte

…

4.    物理内存管理

Linux内核是以物理页面(也称为page frame)为单位管理物理内存的，为了方便的记录每个物理页面的信息，Linux定义了page结构体：

(位于include/linux/mm_types.h)

struct page {

unsigned long flags;         

atomic_t _count;       

union {

atomic_t _mapcount;      

struct {          /* SLUB */

u16 inuse;

u16 objects;

};

};

union {

struct {

unsigned long private;            

struct address_space *mapping;   

};

struct kmem_cache *slab;      /* SLUB: Pointer to slab */

struct page *first_page;  /* Compound tail pages */

};

union {

pgoff_t index;             /* Our offset within mapping. */

void *freelist;             /* SLUB: freelist req. slab lock */

};

struct list_head lru;          

…

};

Linux系统在初始化时，会根据实际的物理内存的大小，为每个物理页面创建一个page对象，所有的page对象构成一个mem_map数组。

进一步，针对不同的用途，Linux内核将所有的物理页面划分到3类内存管理区中，如图，分别为ZONE_DMA，ZONE_NORMAL，ZONE_HIGHMEM。

ZONE_DMA的范围是0~16M，该区域的物理页面专门供I/O设备的DMA使用。之所以需要单独管理DMA的物理页面，是因为DMA使用物理地址访问内存，不经过MMU，并且需要连续的缓冲区，所以为了能够提供物理上连续的缓冲区，必须从物理地址空间专门划分一段区域用于DMA。

ZONE_NORMAL的范围是16M~896M，该区域的物理页面是内核能够直接使用的。

ZONE_HIGHMEM的范围是896M~结束，该区域即为高端内存，内核不能直接使用。

内存管理区

内核源码中，内存管理区的结构体定义为

struct zone {

...

struct free_area  free_area[MAX_ORDER];

...

spinlock_t            lru_lock;      

struct zone_lru {

struct list_head list;

} lru[NR_LRU_LISTS];

struct zone_reclaim_stat reclaim_stat;

unsigned long             pages_scanned;     /* since last reclaim */

unsigned long             flags;               /* zone flags, see below */

atomic_long_t            vm_stat[NR_VM_ZONE_STAT_ITEMS];

unsigned int inacTIve_raTIo;

...

wait_queue_head_t   * wait_table;

unsigned long             wait_table_hash_nr_entries;

unsigned long             wait_table_bits;

...

struct pglist_data       *zone_pgdat;

unsigned long             zone_start_pfn;

...

};

其中zone_start_pfn表示该内存管理区在mem_map数组中的索引。

内核在分配物理页面时，通常是一次性分配物理上连续的多个页面，为了便于快速的管理，内核将连续的空闲页面组成空闲区段，大小是2、4、8、16…等，然后将空闲区段按大小放在不同队列里，这样就构成了MAX_ORDER个队列，也就是zone里的free_area数组。这样在分配物理页面时，可以快速的定位刚好满足需求的空闲区段。这一机制称为buddy system。

当释放不用的物理页面时，内核并不会立即将其放入空闲队列(free_area)，而是将其插入非活动队列lru，便于再次时能够快速的得到。每个内存管理区都有1个inaciTIve_clean_list。另外，内核中还有3个全局的LRU队列，分别为acTIve_list，inactive_dirty_list和swapper_space。其中active_list用于记录所有被映射了的物理页面，inactive_dirty_list用于记录所有断开了映射且未被同步到磁盘交换文件中的物理页面，swapper_space则用于记录换入/换出到磁盘交换文件中的物理页面。

物理页面分配

分配物理内存的函数主要有

struct page * __alloc_pages(zonelist_t *zonelist, unsigned long order);

参数zonelist即从哪个内存管理区中分配物理页面，参数order即分配的内存大小。

__get_free_pages(unsigned int flags,unsigned int order);

参数flags可选GFP_KERNEL或__GFP_DMA等，参数order同上。

该函数能够分配物理上连续的内存区域，得到的虚拟地址与物理地址是一一对应的。

void * kmalloc(size_t size,int flags);

该函数能够分配物理上连续的内存区域，得到的虚拟地址与物理地址是一一对应的。

物理页面回收

当空闲物理页面不足时，就需要从inactive_clean_list队列中选择某些物理页面插入空闲队列中，如果仍然不足，就需要把某些物理页面里的内容写回到磁盘交换文件里，腾出物理页面，为此内核源码中为磁盘交换文件定义了：

(位于include/linux/swap.h)

struct swap_info_struct {

unsigned long      flags;            /* SWP_USED etc: see above */

signed short prio;              /* swap priority of this type */

signed char  type;             /* strange name for an index */

signed char  next;             /* next type on the swap list */

…

unsigned char *swap_map;     /* vmalloc'ed array of usage counts */

…

struct block_device *bdev;      /* swap device or bdev of swap file */

struct file *swap_file;              /* seldom referenced */

…

};

其中swap_map数组每个元素代表磁盘交换文件中的一个页面，它记录相应磁盘交换页面的信息(如页面基址、所属的磁盘交换文件)，跟页表项的作用类似。

回收物理页面的过程由内核中的两个线程专门负责，kswapd和kreclaimd，它们定期的被内核唤醒。kswapd主要通过3个步骤回收物理页面：

调用shrink_inactive_list ()扫描inacive_dirty_pages队列，将非活跃队列里的页面写回到交换文件中，并转移到inactive_clean_pages队列里。

调用shrink_slab ()回收slab机制保留的空闲页面。

调用shrink_active_list ()扫描active_list队列，将活跃队列里可转入非活跃队列的页面转移到inactive_dirty_list。

5.    虚拟内存管理

Linux虚拟地址空间布局如下

Linux将4G的线性地址空间分为2部分，0~3G为user space，3G~4G为kernel space。

由于开启了分页机制，内核想要访问物理地址空间的话，必须先建立映射关系，然后通过虚拟地址来访问。为了能够访问所有的物理地址空间，就要将全部物理地址空间映射到1G的内核线性空间中，这显然不可能。于是，内核将0~896M的物理地址空间一对一映射到自己的线性地址空间中，这样它便可以随时访问ZONE_DMA和ZONE_NORMAL里的物理页面；此时内核剩下的128M线性地址空间不足以完全映射所有的ZONE_HIGHMEM，Linux采取了动态映射的方法，即按需的将ZONE_HIGHMEM里的物理页面映射到kernel space的最后128M线性地址空间里，使用完之后释放映射关系，以供其它物理页面映射。虽然这样存在效率的问题，但是内核毕竟可以正常的访问所有的物理地址空间了。

内核空间布局

下面是内核空间布局的详细内容，

在kernel image下面有16M的内核空间用于DMA *** 作。位于内核空间高端的128M地址主要由3部分组成，分别为vmalloc area，持久化内核映射区，临时内核映射区。

由于ZONE_NORMAL和内核线性空间存在直接映射关系，所以内核会将频繁使用的数据如kernel代码、GDT、IDT、PGD、mem_map数组等放在ZONE_NORMAL里。而将用户数据、页表(PT)等不常用数据放在ZONE_ HIGHMEM里，只在要访问这些数据时才建立映射关系(kmap())。比如，当内核要访问I/O设备存储空间时，就使用ioremap()将位于物理地址高端的mmio区内存映射到内核空间的vmalloc area中，在使用完之后便断开映射关系。

用户空间布局

在用户空间中，虚拟内存和物理内存可能的映射关系如下图

当RAM足够多时，内核会将用户数据保存在ZONE_ HIGHMEM，从而为内核腾出内存空间。

下面是用户空间布局的详细内容，

用户进程的代码区一般从虚拟地址空间的0x08048000开始，这是为了便于检查空指针。代码区之上便是数据区，未初始化数据区，堆区，栈区，以及参数、全局环境变量。

虚拟内存区段

为了管理不同的虚拟内存区段，Linux代码中定义了

(位于include/linux/mm_types.h)

struct vm_area_struct {

struct mm_struct * vm_mm;   /* The address space we belong to. */

unsigned long vm_start;          /* Our start address within vm_mm. */

unsigned long vm_end;            /* The first byte after our end address

within vm_mm. */

/* linked list of VM areas per task, sorted by address */

struct vm_area_struct *vm_next, *vm_prev;

pgprot_t vm_page_prot;         /* Access permissions of this VMA. */

unsigned long vm_flags;          /* Flags, see mm.h. */

…

};

其中vm_start,vm_end定义了虚拟内存区段的起始位置，vm_page_prot和vm_flags定义了访问权限等。

vm_next构成一个链表，保存同一个进程的所有虚拟内存区段。

vm_mm指向进程的mm_struct结构体，它的定义为

(位于include/linux/mm_types.h)

struct mm_struct {

struct vm_area_struct * mmap;            /* list of VMAs */

struct rb_root mm_rb;

struct vm_area_struct * mmap_cache;       /* last find_vma result */

unsigned long mmap_base;            /* base of mmap area */

unsigned long task_size;          /* size of task vm space */

unsigned long cached_hole_size;

unsigned long free_area_cache;          

pgd_t * pgd;

atomic_t mm_users;                /* How many users with user space? */

atomic_t mm_count;              

…

};

每个进程只有1个mm_struct结构，保存在task_struct结构体中。

与虚拟内存管理相关的结构体关系图如下

虚拟内存相关函数

创建一个内存区段可以用

unsigned long get_unmapped_area(struct file *file, unsigned long addr, unsigned long len, unsigned long pgoff, unsigned long flags);

当给定一个虚拟地址时，可以查找它所属的虚拟内存区段：

struct vm_area_struct *find_vma(struct mm_struct *mm, unsigned long addr);

由于所有的vm_area_struct组成了一个RB树，所以查找的速度很快。

向用户空间中插入一个内存区段可以用

void insert_vm_struct (struct mm_struct *mm, struct vm_area_struct *vmp);

使用以下函数可以在内核空间分配一段连续的内存(但在物理地址空间上不一定连续)：

void *vmalloc(unsigned long size);

使用以下函数可以将ZONE_HIGHMEM里的物理页面映射到内核空间：

static inline void *kmap(struct page*page);

6.    内存管理3个层次的关系

下面以扩展用户堆栈为例，解释3个层次的关系。

调用函数时，会涉及堆栈的 *** 作，当访问地址超过堆栈的边界时，便引起page fault，内核处理页面失效的过程中，涉及到内存管理的3个层次。

Ø 调用expand_stack()修改vm_area_struct结构，即扩展堆栈区的虚拟地址空间；

Ø 创建空白页表项，这一过程会利用mm_struct中的pgd(页全局目录表基址)得到页目录表项(pgd_offset())，然后计算得到相应的页表项(pte_alloc())地址；

Ø 调用alloc_page()分配物理页面，它会从指定内存管理区的buddy system中查找一块合适的free_area，进而得到一个物理页面；

Ø 创建映射关系，先调用mk_pte()产生页表项内容，然后调用set_pte()写入页表项。

Ø 至此，扩展堆栈基本完成，用户进程重新访问堆栈便可以成功。

可以认为，结构体pgd和vm_area_struct，函数alloc_page()和mk_pte()是连接三者的桥梁。