linux 記憶體定址總結

邏輯位址經過記憶體控制單元(mmu)的分段單元硬體電路之後轉換成線性位址，線性位址經過分頁單元的硬體電路轉換成實體地址。在mp中，多個cpu通過記憶體仲裁器對ram進行併發的訪問（每個ram有乙個仲裁器），在up中也是有記憶體仲裁器的，因為cpu和dma控制器要併發的對ram進行訪問

2 段選擇符和段暫存器

(1) 為了減少位址轉換的時間和**的複雜度，處理器提供了6個段暫存器。當程式執行的時候，段選擇符必須事先載入到段暫存器中，下面我們來看一下段暫存器的圖示：

它由可見部分和不可見部分組成，可見部分即上面講的段描述符的16位。不可見部分按照intel手冊上講可以用做descriptor cache,即在載入段選擇符的時候，會同時從段選擇符指向的段描述符中載入段基址，段限和其他一些訪問許可權資訊如s g等。這麼做的目的是在進行位址轉換的時候不用訪問gdt表，而直接就可以轉換了。但是我感覺linux的實現中不是這麼做的，首先我們來想，假設在32位的系統中，段暫存器是32位的，段描述符就占去了16位，剩下只有16，不可能裝下20位的段限，32位的段基址和其他一些東西等等。intel的設計可能只是一廂情願而已，但是也有文章提到，為了加速邏輯位址到線性位址的轉換，80x86提供了一種附加的非程式設計的暫存器(程式設計師不可見)，每個可程式設計的暫存器含有8個位元組的段描述符，由相應的段選擇符來指定，即：當乙個段選擇符被載入時，有段選擇符指定的段描述符就有記憶體載入到非程式設計暫存器中，那麼這個邏輯位址的轉換就不需要訪問gdt和ldt了（段暫存器和非程式設計暫存器的對應關係應該是上圖講的差不多）。

(2) 下面我們再來看看段描述符：(以**段描述符為例)

每個段描述符佔8個位元組，放在gdt或ldt中，通常只定義乙個gdt，如果每個程序除了放在gdt中的段之外還需要建立附加的段的話，就可以定義自己的ldt。至於段描述符中每個欄位的意思，我就不詳細介紹了，詳細可見《深入理解linux核心》。

(3)下面我們再來看下gdt表：

gdt表的基址存放在gdtr中，需要注意的是，gdt表的第一項總是為0，這就確保了空的段選擇符的邏輯位址被認為是無效的，所以gdt表也就共有8191 = 2^13 - 1 項

系統中每個cpu都有乙個gdt表，除少數幾種情況外，gdt中的大部分表項都是相同的。但是，每個處理器都應該有他自己的tss，其次，ldt和tls也於當前程序有關，所以也是不同的。這裡有個ldt表是因為大多數情況下，linux並不使用區域性描述符表，所以就在gdt中定義了乙個公共的ldt，而不是每個程序都維護乙個ldt。

根據段選擇符中的index和gdtr中的位址計算出段描述符的位址（gdtr + index * 8）,然後從段描述符中取得段基址base，與offset相加即得到線性位址，在這個過程中包括了段限的檢查等一些安全性檢查。

3 如何把線性位址轉換成實體地址

前面提到，分頁單元把線性位址轉換成了實體地址。分頁單元把所有的ram分成固定長度的頁框（也叫物理頁），每乙個頁框包含乙個頁。頁指的是乙個資料塊，也框指的是一塊實際的物理記憶體。

頁目錄項和頁表項有相同的結構，我們現在來看一下linux中的四級分頁模型(linux2.6.11開始)

主要分為:

（1）頁全域性目錄

（2）頁上級目錄

（3）頁中級目錄

（4）頁表

這裡主要分幾種情況：

（1）未啟用實體地址擴充套件的32位系統，兩極頁表已經足夠了，linux通過把也上級目錄和頁中級目錄的項數設定為1，並把這兩個也目錄對映到也全域性目錄的某個適當的目錄項而實現。

（2）啟用了實體地址擴充套件的32位系統使用的是**頁表。

這裡bits31-30對應的是也全域性目錄，bits29-21對應的是頁中級目錄，bits20－12對應的是頁表。

4 物理記憶體的布局

我們首先來看一下前3m的物理記憶體布局：

首先說明，上圖是錯誤的，我省勁就不自己畫了。途中的_text應該和0x100是重合的，指的是乙個位置。

核心從0x100開始存放，到_etext結束，然後_etext到_edata是初始化資料區，之後到_end是未初始化資料區。

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