深入理解Linux記憶體管理機制（一）

深入理解linux記憶體管理機制（一）通過本文，您即可以：

1. 儲存器硬體結構；

2.分段以及對應的組織方式；

3.分頁以及對應的組織方式。

注1：本文以linux核心2.6.32.59本版為例，其對應的**可以在

找到。

注2：本文所有的英文專有名詞都是我隨便翻譯的，請對照英文原文進行理解。

注3：推薦使用source insight進行原始碼分析。

記憶體組織

計算機記憶體屬於

隨機儲存器

（ram），目前pc機廣泛使用的是ddr

sdram，即「雙倍速率同步動態隨機儲存器」，其本質上仍然是由n bits*m kb個記憶體晶元組成的，比如如果我們需要8位64kb的記憶體，則我們就需要2*8=16塊4bits*8kb的記憶體塊。由於計算機通常是以

位元組（byte）進行資料交換的，所以對記憶體的位址編碼一般使用位元組，如上我們有64kb記憶體，則其位址編碼為0x0000~0xffff，稱為實體地址。對於32位機來說，由於其「

位址暫存器

（ar）」是32位，也就限制了其記憶體的最大定址範圍是2^32=4gb。

linux將實體地址按4kb的大小劃分成「幀（frame）」。為什麼是4kb？因為每乙個幀都需要用乙個c結構體來描述，稱之為「幀描述單元（frame discriptor）」，如果太小，幀描述單元顯然太多了，如果太大，那麼在記憶體分配時又會造成「

內碎片（inner

fragments）」。早些時候，計算機的記憶體址都是直接對映的，由於程式裡的位址是寫死的，這就意味著每段程式每次都只能對映對應的位址空間。這無論對程式設計者與系統都是相當大的負擔。linux使用「分段

」加「分頁

address）、線性位址（linear address）與實體地址（physics address）。

另外，linux支援眾多cpu架構，這裡只研究x86的，對應的源**為：.../x86/... 路徑。

linux中的分段

linux並不使用太多的分段，原因是某些risc機器對分段的支援不好。為此linux的分段都存在「全域性描述表（gdt）」中，gdt是乙個全域性desc_struct陣列（位於linux-2.6.32.59archx86includeasm），其結構如下：

#define gdt_entries 16

struct desc_struct gdt[gdt_entries];

struct desc_struct ;

struct ;

};

} __attribute__((packed));

所以我們可以看出，段描述結構體占8個位元組，至於裡面的a，b，那是老的方式，後來使用c++ struts的bit fields後更方便了。type型別由以下幾種：

enum ;

linux主要使用以下幾種段：

其它型別可以參見linux-2.6.32.59archx86includeasmsegment.h，裡面有非常詳細的說明。

它們都儲存在「全域性描述符表（gdt）」。linux本身並不使用「區域性描述符表（ldt）」，當乙個程序被建立時，其指向的是乙個預設的ldt，不過系統並不阻止程序建立它。也就是說乙個程序最多兩個段描述符：tss與ldt。由於segment selector為16位（為什麼只有16位，這個就是歷史原因了，由於x86在real mode下段位址只有20位，其中有效的就是16位，詳見：

x86

memory segmentation，但linux段內偏移位址高達32位，所以線性位址總共是48位），其中有效的索引位僅有13位，所以gdt的最大長度為2

13-1=8192，除去系統保留的12個，留給程序的只有8180個入口，那麼就意味linux程序的最大數為8180/2=4090。需要注意的是，程序在建立的時候並不會馬上建立自己的ldt，其指向的是gdt乙個預設的ldt，裡面的sd為null。只有在需要的時候程序才建立自己的ldt並把它放入gdt中。所以不管是ldt也好，tss也好，它們都存放在gdt裡面。而對於ucs與uds，所有的程序共享乙個。這樣位址空間不會重複嗎？不會，因為線性不是最終的實體地址，每個程序還有自己的頁表，所以最終對映到實體地址是不同的。

下面我們來看看段中位址是如何轉換的。假設我們需要訪問核心資料段的0x00124部分，由**知其gdt的入口為13，那麼其對應的記憶體位址=gdtr+13*8+0x00124，假設gptr為0x02000，則最終的結果為0x02228。gdtr是乙個暫存器，其為48位，用來儲存gdt的第乙個位元組線性位址與表限。

分頁

相對於分段來說，分頁更主流更流行一些。原因是其更靈活，其能把不同的線性位址對映到同乙個實體地址上，缺點是記憶體必須以頁大小的整數倍分配。按現在主流的4kb一頁來說，如果程式只申請100b的資料，那記憶體浪費還是相當的大。為此，linux使用了一種稱為slab的方法來解決這個問題，後面的文章會講到。

因為頁表本身也需要儲存空間，按每頁32b來算，對於4gb記憶體，每頁4kb，共有1m頁，則頁表的大小為32mb，這顯然不可以接受，所以後來出現了

多級頁表

這個概念。2023年後linux版本使用的是四級頁表：第一級叫「全域性目錄（page

global directory）「、第二級叫「頁上級目錄（page

upper directory）」、第**叫」頁中間目錄（page

middle derectory）」、第四級叫」頁面表（page

table entry）」，最後頁內偏移量「offset」.

cr3是乙個暫存器，它儲存「global dir」的位址。當程序切換發生時，它將被儲存在tss中，前面說過了tss段表是每個程序乙個。分頁在linux內使用的地方很多，特別是程序內的位址轉換。分頁有硬體支援的，特別是

旁路轉換緩衝(translation

lookaside buffer)的出現，使用即使使用**頁表的linux在地轉轉換中的實際效果也是非常好的。與段表所有的程序都共用乙個的是，每個程序都擁有自己的分頁。其實也正是因為所有程序都共享乙個段表，每個程序才必須有自己的頁表，否則相同的linear位址如何對映到不同的實體地址去？下面我們著重來研究一下linux系統中是如何表示分頁中所用到的資料結構的。

每個「幀」在linux中都是以乙個名為page（位於linux-2.6.32.59includelinuxmm_types.h）的結構體來儲存的。所有的頁被放在乙個型別為page名為mem_map的陣列中（位於linux-2.6.32.59mmmemory.c）。**如下（為了顯示方便，僅列出部分：

struct page ;

union ;

...

};

union ;

struct list_head lru; /* 指向最近被使用的頁的雙向鍊錶，cache相關*/

};

下面我們再來看看pgd頁表。每個程序的mm_struct->pgd（位於：linux-2.6.32.59includelinuxmm_types.h）指向自己的pgd：

struct mm_struct

可以看出pdg實際上是乙個pgd_t結構陣列，pgd_t在x86系統中就是乙個usinged long，其指向的就是下一級頁表的位址。就這樣找下去，直到找到對應的頁為止，再加上頁內偏移，就可以進行記憶體訪問了。

例如線性位址為：0x91220b01，如果pgd、pud、pmd以及pte均5位。頁內偏移12位，即頁大小

那麼這段記憶體的解析步驟是：

pgd號為24，查pgd[24]得到pud入口；

pud號為4，再查pud[4]；

pmd號為36，再查pmd[36]；

pte號為2，再查pte[2]；

需要補充的是，並不是所有的記憶體都是使用「分頁」，在核心初始化的時候，有100mb記憶體的樣子是使用直接對映的，這是因為總是要先裝入分頁的初始化**才能進行頁表初始化。

總結：不知不覺也寫了不少了。這次我們介紹了作業系統最基本的記憶體管理概念「分段」與「分頁」在linux中的實現，可以看出其與通過的概念還是很接近的。這正證明了基礎知識的重要性。下一次我們將介紹linux的記憶體初始化過程，如頁表的建立與初始化。

------------------一些資源與參考-------------------

linux slub 分配器詳解：

page frame management：

linux memory management：

linux記憶體管理**：

linux記憶體之頁表：

深入理解Linux記憶體管理機制（一）

深入理解Linux記憶體管理機制（一）

深入理解Linux記憶體管理機制（一）

深入FDO 記憶體管理機制

相關推薦