Linux页表机制分析

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1、12. 页表机制12.1. 引言在Linux系统中，存在以下三种地址：·逻辑地址：它被包含在机器指令中用来指定一个操作数或一条指令的地址。每一个逻辑地址都由一个段(Segment)和偏移量(Offset)组成，偏移量指明了从段开始的地方到实际地址之间的距离。·线性地址(虚拟地址)：一个32位无符号整数，可以用来表示高达4GB的地址。线性地址通常用十六进制数字表示，值的范围为[0x00000000,0xffffffff)。·物理地址：用于内存芯片级内存单元寻址。它们与从CPU的地址引脚发送到内存总线上的电信号相对应

2、。物理地址由32位或36位无符号整数表示。内存控制单元(MMU)通过一种称为分段单元的硬件电路把一个逻辑地址转换成线性地址；称为分页单元的硬件电路把线性地址转换成一个物理地址。有些MMU没有分页单元，或者禁止使能分页单元，比如x86的实模式，那么就只有分段单元，那么经过分段单元转换后的地址就是物理地址。有些MMU没有分段单元，大多数RISC架构的CPU就是如此，此时段基址相当于0，而代码中的偏移地址就是线性地址，所有Linux下逻辑地址和线性地址是一致的。如下图所示：图 60. 地址转换Linux中以非常有限的方

3、式使用分段。运行在用户态的所有Linux进程都使用一对相同的段来对指令和数据寻址，它们的段基址分别是__USER_CS和__USER_DS。与此同时，运行在内核态的所有Linux进程(内核线程)都使用一对相同的段对指令和数据寻址，它们的段基址分别__KERNEL_CS和__KERNEL_DS。分段可以给每个进程分配不同的线性地址空间，分页可以把同一线性地址空间映射到不同的物理空间。与分段相比，Linux更喜欢分页方式，因为：·当所有进程使用相同的段寄存器值时，内存管理变得更简单，也就是说它们能共享同样的一簇线性地

4、址。·为了兼容绝大多数的CPU，RISC体系架构对分段的支持很有限，比如ARM架构的CPU中的MMU单元通常只支持分页，而不支持分段。分页使得不同的虚拟内存页可以转入同一物理页框。于此同时分页机制可以实现对每个页面的访问控制，这是在平衡内存使用效率和地址转换效率之间做出的选择。如果4G的虚拟空间，每一个字节都要使用一个数据结构来记录它的访问控制信息，那么显然是不可能的。如果把4G的虚拟空间以4K(为什么是4K大小？这是由于Linux中的可执行文件中的代码段和数据段等都是相对于4K对齐的)大小分割成若干个不同的页面

5、，那么每个页面需要一个数据结构进行控制，只需要1M的内存来存储。但是由于每一个用户进程都有自己的独立空间，所以每一个进程都需要一个1M的内存来存储页表信息，这依然是对系统内存的浪费，采用两级甚至多级分页是一种不错的解决方案。另外有些处理器采用64位体系架构，此时两级也不合适了，所以Linux使用三级页表。·页全局目录(PageGlobalDirectory)，即pgd，是多级页表的抽象最高层。每一级的页表都处理不同大小的内存。每项都指向一个更小目录的低级表，因此pgd就是一个页表目录。当代码遍历这个结构时（有些驱

6、动程序就要这样做），就称为是在遍历页表。·页中间目录(PageMiddleDirectory),即pmd，是页表的中间层。在x86架构上，pmd在硬件中并不存在，但是在内核代码中它是与pgd合并在一起的。·页表条目(PageTableEntry)，即pte，是页表的最低层，它直接处理页，该值包含某页的物理地址，还包含了说明该条目是否有效及相关页是否在物理内存中的位。12.2. 一级页表三级页表由不同的的数据结构表示，它们分别是pgd_t，pmd_t和pte_t。注意到它们均被定义为unsignedlong类型，也

7、即大小为4bytes，32bits。arch/arm/include/asm/page.htypedefunsignedlongpte_t;typedefunsignedlongpmd_t;typedefunsignedlongpgd_t[2];typedefunsignedlongpgprot_t;以下是页表操作相关的宏定义。#definepte_val(x)(x)#definepmd_val(x)(x)#definepgd_val(x)((x)[0])#definepgprot_val(x)(x)#defin

8、e__pte(x)(x)#define__pmd(x)(x)#define__pgprot(x)(x)任何一个用户进程都有自己的页表，与此同时，内核本身就是一个名为init_task的0号进程，每一个进程都有一个mm_struct结构管理进程的内存空间，init_mm是内核的mm_struct。在系统引导阶段，首先通过__create_page_tables在内核代码的起