Linux内存管理

对于立志从事内核开发（驱动、网络协议栈）的工程师来说，熟悉linux的内存管理系统非常重要

物理地址：出现在CPU地址总线上的寻址物理内存的地址信号，是地址变换的最终结果

线性地址（虚拟地址）：在32位CPU架构下，可以表示4G的地址空间，用16进制表示就是0x00000000到0xffffffff

逻辑地址：程序经过编译后，出现在汇编程序中的地址

 

CPU要将一个逻辑地址转换位物理地址，需要两步：首先CPU利用段式内存管理单元，将逻辑地址转换成线性地址，再利用页式内存管理单元，把线性地址最终转换位物理地址。

——段式管理：16位 CPU内部拥有20位的地址线，它的寻址范围就是2的20次方，也就是1M的内存空间。但是16位CPU用于存放地址的寄存器（IP,SP...）只有16位，因此只能访问65536个存储单元，64K

为了能够访问1M的内存空间，CPU就采用了内存分段的管理模式，并在CPU内部加入了段寄存器。16位CPU把1M内存空间分为若干个逻辑段，每个逻辑段的要求如下：

1.逻辑段的起始地址（段地址）必须是16的倍数，即最后4个二进制位必须为0

2.逻辑段的最大容量为64K

物理地址的形成方式：

由于段地址必须是16的倍数，所以值的一般形式为XXXX0H，即前16位二进制位是变化的，后4位是固定的0，鉴于段地址的这种特性，可以只保存前16位二进制位来保存整个段基地址，所以每次使用时要用段寄存器左移补4个0（乘以16）来得到实际的段地址（因为寄存器是16位的，而地址线是20位，既然舍弃了低4位，那么为了得到实际的PA，就需要对其*16）

在确定了某个存储单元所属的段后，只是知道了该存储单元所属的范围（段地址->段地址+65536），如果想确定该内存单元的具体位置，还必须知道该单元在段内的偏移。有了段地址和偏移量，就可以唯一的确定内存单元在存储器中的具体位置。

逻辑地址=段基地址+段内偏移量

由逻辑地址得到物理地址的公式为：

PA=段寄存器的值*16 + 逻辑地址（偏移部分）

段寄存器是为了对内存进行分段管理而增加的，16位CPU有四个段寄存器，程序可同时访问四个不同含义的段。

1）.CS+IP：用于代码段的访问，CS指向存放程序的段基址，IP指向下条要执行的指令在CS段的偏移量，用这两个寄存器就可以得到一个内存物理地址，该地址存放着一条要执行的指令

2）SS+SP：用于堆栈段的访问，SS指向堆栈段的基地址，SP指向栈顶，可以通过SS和SP两个寄存器直接访问栈顶单元的内存物理位置

3）DS+BX：用于数据段的访问。DS中的值左移四位得到数据段起始地址，再加上BX中的偏移量，得到一个存储单元的物理地址

4）ES+BX:用于附加段的访问。ES中的值左移四位得到附加段起始地址，再加上BX中的偏移量，得到一个存储单元的物理地址。

32位的pc的内存管理任然采用“分段”的管理模式，逻辑地址同样由段地址和偏移量两部分组成，32位pc的内存管理和16位pc的内存管理有相同之处也有不同之处，因为32位pc采用了两种不同的工作方式：实模式和保护模式

1）.实模式：在实模式下，32位cpu的内存管理与16位cpu是一致的

2）保护模式：段基地址长达32位，每个段的最大容量可达4G，段寄存器的值是段地址的“选择器（selector）”，用该“选择器”从内存中得到一个32位的段地址，存储单元的物理地址就是该段地址加上段内偏移量，这与16位cpu的物理地址计算方式完全不同。

——页式管理：从管理和效率的角度出发，线性地址被分为固定长度的组，称为页（page），例如32位的机器，线性地址最大可为4G，如果用4KB为一个页来划分，这样整个线性地址就被划分为2的20次方个页（虚拟的）

另一类“页”，称之为物理页，或者是页框、页桢。分页单元把所有的物理内存也划分为固定长度的管理单位，它的长度一般与线性地址页是相同的。（实在的）

页表项中存放的是物理页的基地址

cr3是CPU中的寄存器，在创建一个进程时，将伴随创建页表、页目录。在做进程切换时会更新cr3寄存器

图中的一个页是4K（从offest是12位即可看出）

这是所谓两级分页模型：页目录、页表

Linux内核的设计并没有全部采用intel所提供的段机制，仅仅是有限度地使用了分段机制。这不仅简化了linux内核的涉及，而且为把linux移植到其他平台创造了条件，因为很多RISC处理器并不支持段机制

所有段的基地址均为0

线性地址=基地址+逻辑地址（偏移量）。此时基地址为0，那么线性地址便是等于逻辑地址

由此可以看出，每个段的逻辑地址空间范围为0-4GB。因为每个段的基地址为0，因此，逻辑地址与线性地址保持一致（即逻辑地址的偏移量字段的值与线性地址的值总是相同的），在linux中所提到的逻辑地址和线性地址（虚拟地址），可以认为是一致的。看来，linux巧妙地把段机制给绕过去了，而完全利用了分页机制

因此，在linux中逻辑地址、虚拟地址、线性地址是一致的

前面介绍了i386的二级页管理架构，不过有些CPU（alpha 64位）使用三级，甚至四级架构，linux 2.6.29内核为每种cpu提供统一的界面，采用了四级页管理架构，来兼容二级、三级、四级管理架构的CPU

 

这是一个64位的4级分页，这四级分别为：

1.页全局目录(page global directory)：即pgd，是多级页表的抽象最高层

2.页上级目录（page upper directory）:pud

3.页中间目录（page middle directory）:pmd,是页表的中间层

4.页表（page table entry）：即pte

进程地址空间

虚拟内存

Linux操作系统采用虚拟内存管理技术，使得每个进程都有独立的进程地址空间，该空间是大小为3G，用户看懂和接触的都是虚拟地址，无法看到实际的物理地址。利用这种虚拟地址不但能起到保护操作系统的作用，而且更重要的是用户程序可使用比实际物理内存更大的地址空间。

Linux将4G的虚拟地址空间划分为两个部分——用户空间与内核空间。用户空间从0到0xbfffffff，内核空间从3G到4G。用户进程通常情况下只能访问用户空间的虚拟地址，不能访问内核空间。例外情况是用户进程通过系统调用访问内核空间

用户空间对应进程，所以每当进程切换，用户空间就会跟着变化（页表、页目录等信息要变）

进程空间

每个进程的用户空间都是完全独立、互不相干的、把同一个程序同时运行10次（为了能同时运行，让它们再返回前睡眠100秒），会看到10个进程使用的线性地址（虚拟地址）一模一样（但是它们的物理地址是不一样的）。Ps aux（cat /proc/<pid>/maps，该文件是进程所使用的地址信息）（该实验可以通过将进程唤醒10次而不用fork()函数达到目的）

创建进程fork()、程序载入execve()、动态内存分配malloc()等进程相关操作都需要分配内存给进程。这时进程申请和获得的不是物理地址，仅仅是虚拟地址

实际的物理内存只有当进程真的去访问新获取的虚拟地址时，才会由“请页机制”产生“缺页”异常，从而进入分配实际页框的程序。该异常是虚拟内存机制赖以存在的基本保证——它会告诉内核去为进程分配物理页，并建立对应的页表，这之后虚拟地址才实实在在地映射到了物理地址上。

内核内存分配

在应用程序中，常使用malloc函数进行动态内存分配，而在linux内核中，通常使用kmalloc来动态分配内存

Kmalloc原型是：

#include <linux/slab.h>

Void *kmalloc(size_t size, int flags)

参数：size ：要分配的内存大小

      Flags：分配标志，它控制kmalloc的行为：GFP+ATOMIC：用来在进程上下文之外的代码（包括中断处理）中分配内存，从不睡眠；GFP_KERNEL：进程上下文中的分配，可能睡眠（16M-896M）；__GFP_DMA：这个标志要求分配能够DMA的内存区（物理地址在16M以下的页桢）；__GFP_HIGHMEM：这个标志表示分配的内存位于高端内存（896M以上）

按页分配，如果模块需要分配大块的内存，那使用面向页的分配技术会更好：

Get_zeroed_page(unsigned int flags):返回指向新页面的指针，并将页面清零

__get_free_page(unsigned int flags):和get_free_page类似，但不清零页面

__get_free_pages(unsigned int flags, unsigned int order)：分配若干个连续的页面，返回指向该内存区域的指针，但不清零这段内存区域

释放

当程序用完这些页，可以使用下列函数之一来释放它们（以免内存泄露）：

——void free_page(unsigned long addr)

——void free_pages(unsigned long ddr, unsigned long order)

如果释放的和先前分配数目不等的页面，会导致系统错误

 

有三条路线可以达到物理页（连接入“空闲页框”的三条线）

第一条：用户空间malloc函数分配内存，此时分配的是虚拟地址空间，只有当真正去访问该空间的时候，相应的进程页表会发生请页异常而分配真正的物理地址空间

第二条:内核空间调用kmalloc时，会调用slab管理器。

第三条：内核空间调用vmalloc

Linux内核地址空间

内核空间：内核空间是由内核负责映射，它并不会跟着进程改变，是固定的。

高端内存：物理内存896M以上的部分称之为高端内存

直接内存映射区（Direct Memory Region）:从3G开始，最大896M的线性地址区间，我们称作直接内存映射区，这是因为该区域的线性地址和物理地址之间存在线性转换关系：

线性地址=3G + 物理地址

例：物理地址区间0x100000-0x200000映射到线性空间就是3G+0x100000-3G+0x200000

动态内存映射区（Vmalloc region）：该区域的地址由内核函数vmalloc来进行分配，其特点是线性空间连续，但对应的物理空间不一定连续。Vmalloc分配的线性地址所对应物理页可能处于低端内存，也可能处于高端内存（用vmlloc分配的地址全在该区域内）

永久内存映射区（PKMap Region）：对于896M以上的高端内存，可使用该区域来访问，访问方法：

1.使用alloc_page(__GFP_HIGHMEM)分配高端内存页（物理页）.

2..使用kmap函数将分配到的高端内存映射到该区域（虚拟页，因为不能访问物理页，所以需要将alloc_page分配的物理页映射！）

使用KMAP的4M这么个窗口，可以访问896M以上所有物理地址

固定映射区（Fixing Mapping Region）：PKMap区上面，有4M的线性空间，被称作固定映射区，它和4G顶端只有4K的隔离带。固定映射区中每个地址项都服务于特定的用途，如ACPI_BASE等

Linux内核链表

Include/linux/list.h

链表数据结构的定义：

Struct list_head

{

Struct list_head *next, *prev;

};

list_head结构包含两个纸箱list_head结构的指针prev和next，由此可见，内核的链表具备双链表功能，实际上，通常它都组织成双向循环链表

Linux内核中提供的链表操作主要有：

——初始化链表头：INIT_LIST_HEAD(list_head *head)

——插入节点：list_add(struct list_head * new, struct list_head *head)

  list_add_tail(struct list_head *new, struct list_head *head)

——删除节点：list_del(struct list_head * entry)

——提取数据结构：list_entry(ptr, type, member)：已知数据结构中的节点指针ptr，找出数据结构，例：list_entry(aup, struct autofs, list)

——遍历：list_for_each(struct list_head *pos, struct list_head *head)（list_for_each是个宏。不用对pos初始化且在程序中是不断地变化的）

例：srtuct list_head *entry;

struct list_head cs46xx_devs;//链表头

list_for_each(entry, &cs46xx_devs)

{

card = list_entry(entry, struct cs_card, list);

if(card->dev_midi == minor)

break;

}

Linux内核定时器