第4章 内存管理ppt课件.ppt

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1、第4章内存管理第4章内存管理本章介绍Linux内存管理子系统的整体概念，讨论存储层次结构、x86存储管理硬件和Linux虚存系统及相关系统工具。4.1存储层次结构和x86存储管理硬件4.1.1内存管理基本框架Linux内核的设计要考虑到在各种不同的微处理器上的实现，所以不能仅仅针对i386结构来设计它的映射机制，而要以虚拟的微处理器和内存管理单元MMU(MemoryManagementUnit)为基础，设计出一种通用的模式，再将其分别落实到具体的微处理器上。Linux在内存管理的软件实现方面，提供了不同的接口，可以用于各种各样不同地址线宽度的CPU。Intel

2、的80386提供了两层影射的页式内存管理的件支持，一层是页面目录称为PGD（PageDirectory），另一层是页表称为PT（PageTables），PT的表项称为PTE（PageTableElements）。通过它们实现从线性地址到物理地址的转换。这种两层影射方式对于32位地址线的386是很合适的。但Linux要设计成可在不同的CPU下运行，考虑到大于32位地址线宽度的CPU（例如64位的CPU），Linux内核的映射机制被设计成3层，在页面目录和页表之间增设了一层“中间目录”PMD（PageMid-levelDirectory）在逻辑上，相应地也把线性地

3、址从高到低分为4个位段，各占若干位，分别用作目录PGD的下标、中间目录PMD的下标、页表中的下标和物理页面内的位移。如图4.1所示。PGD、PMD、PT都是数组。PageFrame是最后得到的物理页。三层影射过程如下：（1）从控制寄存器CR3中找到页目录的基址。（2）以线性地址的最高位段作为下标在PGD中找到确定中间目录的表项的指针。（3）以线性地址的次位段作为下标在PMD中找到确定页面表的表项的指针。（4）在线性地址的接下来位段为下标在PTE中找到页的指针。（5）最后线性地址的位段中为在此页中偏移量。这样，最终完成了线性地址到物理地址的转换。假如当要执行某个

4、函数的第一个句子时，CPU会通过32位地址线寻址（2的32次方，可以寻址4G的线性地址空间）。通过MMU执行以上的影射过程，就会在计算机的内存中找到这个句子的物理地址，如果要找的那一句不在物理页中，就会发生一次异常中断，使硬盘和内存发生交互。在Linux原码的include/asm-i386/gptable.h定义了能够包容不同CPU的接口：#ifCONFIG_X86_PAE//假如在PAE模式下，用三层影射结构#include#else#include//否则用两层#en

5、dif在pgtable-2level.h中定义了PGD，PMD的结构。#definePGDIR_SHIFT22//页目录是线性地址的31~22位#definePTRS_PER_PGD1024//总共有1024个页目录#definePMDIR_SHIFT22//中间目录不用了#definePTRS_PER_PMD1#definePTRS_PER_PTE1024//每个页表有1023页在32位线性地址中的4G虚拟空间中，其中有1G做为内核空间，从0XC0000000到0XFFFFFFFF。每个进程都有自己的3G用户空间，它们共享1G的内核空间。当一个进程从用户空间

6、进入内核空间时，它就不在有自己的进程空间了。在物理空间中，内核总是从0地址开始的，而在虚拟空间中是丛0XC0000000开始的。内核中的影射是很简单的线性影射，所以0XC0000000就是两者的偏移量。在page.h中：#define__PAGE_OFFSET(0xc0000000)#definePAGE_OFFSET((unsignedlong)__PAGE_OFFSET)#defne__pa(x)((unsignedlonsg)(x)–PAGE_OFFSET)//内核虚拟地址转换到物理地址#define__va(x)((void*)((unsignedlo

7、ng)(x)+PAGE_OFFSET))//内核从物理地址到虚拟地址的转换对i386微处理器来说，CPU实际上不是按3层而是按两层的模型来进行地址映射，这就需要将虚拟的3层映射落实到具体的两层的映射，跳过中间的PMD层次。4.1.2地址映射的全过程80386有实方式和保护方式两种工作方式。尽管实方式下80386的功能较Intel先前的微处理器有很大的提高，但只有在保护方式下，80386才能真正发挥作用。在保护方式下，全部32根地址线有效，可寻址达4G字节的物理空间。扩充的存储器分段管理机制和可选的存储器分页管理机制，不仅为存储器共享和保护提供了硬件支持，而且为

8、实现虚拟存储器提供了硬件支持；支持多任