Linux内存管理和寻址详细介绍

目录1.概念内存管理模式地址类型划分说明：2.页式管理x86架构32位cpux86架构 64位cpu3.地址划分4. 调试程序寄存器示例一个内核宕机的日志：查看程序寄存器段寄存器有0x23和0x2b两种情况：结语

1.概念

内存管理模式

段式：内存分为了多段，每段都是连续的内存，不同的段对应不用的用途。每个段的大小都不是统一的，会导致内存碎片和内存交换效率低的问题。

页式：内存划分为多个内存页进行管理，如在 Linux 系统中，每一页的大小为 4KB。由于分了页后，就不会产生细小的内存碎片。但是仍然也存在内存碎片问题。

段页式：段式和页式结合。

地址类型划分

逻辑地址：程序所使用的地址，通常是没被段式内存管理映射的地址，称为逻辑地址

线性地址：通过段式内存管理映射的地址，称为线性地址，也叫虚拟地址

虚拟地址：通过段式内存管理映射的地址，称为线性地址，也叫虚拟地址

物理地址：物理内存地址

说明：

Inetel处理器中，逻辑地址是「段式内存管理」转换前的地址，线性地址则是「页式内存管理」转换前的地址。

段式内存管理映射而成的地址不再是“物理地址”了，Intel 就称之为“线性地址”（也称虚拟地址）。于是，段式内存管理先将逻辑地址映射成线性地址，然后再由页式内存管理将线性地址映射成物理地址。

linux内存主要是页式内存管理，同时也有涉及段式机制。当前Linux内核所采取的办法是使段式映射的过程实际上不起什么作用。

Intel最早处理器80286是纯段式管理，80386段式和页式均存在。

2.页式管理

x86架构32位cpu

​ 二级页表选址方式，一个内存页4KB大小，一级页目录表1024项，二级页表1024项，一个页表项4字节。一级页目录表项全部分配，二级页表在需要的时候创建。（局部性原理）。

虚拟地址32位

10+10+12，分别索引1级页表号，2级页表项，记录物理基地址的偏移地址。使用PAE机制之后32bit系统支持最大的内存是64GB（地址是32+4=36位）。

线性地址寻址物理地址步骤

先根据10位寻址1级页表号，1级页表号中记录了2级页表的地址

找到2级页表地址后，接着根据虚拟地址的另10位寻找2级页表中表项的位置

找到2级页表的表项之后，表项中记录了该虚拟地址映射物理地址的起始地址，表项的大小是4字节32bit

根据找到的物理地址的起始地址结合虚拟地址的后12位作为偏移计算出最终的物理地址

x86架构 64位cpu

存在更多级页表

全局页目录项 PGD（Page Global Directory上层页目录项 PUD（Page Upper Directory）中间页目录项 PMD（Page Middle Directory）页表项 PTE（Page Table Entry）

线性地址寻址物理地址步骤

线性地址为48bit，最大物理地址为52bit，实际物理内存地址总线宽度是40bit，也就是支持1TB物理内存x86_64有四级页表，原理同x86系统，也是一层层的寻址CR3寄存器保存最高层一级表的起始物理地址，因此寻址首先就是要获取到CR3寄存器中的值每个PTE表项的大小是8个字节也就是64bit

TLB

在 CPU 芯片中，加入了一个专门存放程序最常访问的页表项的 Cache，这个 Cache 就是 TL（Translation Lookaside Buffer） 。通常称为页表缓存、转址旁路缓存、快表等。那么在CPU的内存管理单元MMU寻址时，会先查 TLB，如果没找到，才会继续查常规的页表。

专有名词

PDT：页目录表，多级页表一级页表，32bit系统有1024个页目录

PTT：页表项表，多级页表二级页表，32bit系统有每个页目录下有1024个页表项，每个表项4个字节

PDE：页表的基址，是PDT中一项

PTE：是页的基址，是PTT中一项

GDT：全局描述符表，逻辑地址转为线性地址用到

LDT：局部描述符表，逻辑地址转为线性地址用到

3.地址划分

32系统

内核1G: 0xC0 00 00 01 – 0xFF FF FF FF

用户3G: 0x00 00 00 00 – 0xC0 00 00 00

0xC0 00 00 00 == 3G

64位系统：

内核128T: 0xFF FF 80 00 00 00 00 00 – 0xFF FF FF FF FF FF FF FF (高位)

0xFF FF 7F FF FF FF FF FF – 0xFF FF FF FF FF FF FF FF（自己计算）

用户128T: 0x00 00 00 00 00 00 00 00 – 0x00 00 7F FF FF FF FF FF （低位）

0x00 00 80 00 00 00 00 00 – 0x00 00 80 00 00 00 00 00 （自己计算）

​ 0x00 00 7F FF FF FF FF FF == 127T

​ 疑问：64位系统128T是分界线是127T？

访问权限

进程在用户态时，只能访问用户空间内存

只有进入内核态后，才可以访问内核空间的内存

PAE机制

​ CPU位宽指的是一个时钟周期内CPU能处理的二进制位数，普通场景中32位系统CPU的地址总线可以是32位，但是引入了PAE机制之后，16位CPU的地址总线位宽可以是20位（物理内存1M），32位CPU的地址总线可以是36位（物理内存64GB），64位CPU的地址总线位宽可以是40位（物理内存1TB）。因此我们不能简单的说32位系统只支持最大4GB的内存条。

4. 调试

程序寄存器

cs：是代码段寄存器

ds：是数据段寄存器

ss：是堆栈段寄存器

es：是扩展段寄存器

fs：是标志段寄存器 32位之后才有

gs：是全局段寄存器 32位之后才有

示例一个内核宕机的日志：

RIP: 0010:[] [] xxxxxxxxxx+0x69/0x70

RSP: 0018:ffff886241737d98 EFLAGS: 00010246

RAX: ffff880034814d40 RBX: ffff881fc6248740 RCX: 0000000000000200

RDX: 0000000000000000 RSI: 0000000000000286 RDI: ffff881fc6381858

RBP: ffff886241737d98 R08: ffff886241734000 R09: 0000000000000000

R10: ffff880034814d40 R11: 0000000000000200 R12: ffff881fc62487a0

R13: 0000000000000000 R14: 00007fff86cb6260 R15: ffff881fc6381858

FS: 00007f78b59b8720(0000) GS:ffff885ffe3c0000(0000) knlGS:0000000000000000

CS: 0010 DS: 0000 ES: 0000 CR0: 0000000080050033

CR2: 00007f690a057180 CR3: 0000006208985000 CR4: 00000000003627e0

DR0: 0000000000000000 DR1: 0000000000000000 DR2: 0000000000000000

DR3: 0000000000000000 DR6: 00000000fffe0ff0 DR7: 0000000000000400

查看程序寄存器

使用GDB随意调试一个linux 32位上的ELF32的可执行文件，使用info r命令查看一下寄存器情况：

段寄存器有0x23和0x2b两种情况：

十六进制：0023

二进制：0000000000100 0 11 – 段序号：4 – 表类型：GDT – 特权级：Ring3

十六进制：002B

二进制：0000000000101 0 11 – 段序号：5 – 表类型：GDT – 特权级：Ring3

段序号：从第四位开始 表类型：第三位 特权级：第1、2位

Linux下没有找到可以直接用什么命令或者工具查看GDT的方式，于是去源代码中寻找答案：

看到了吗，这两项所描述的段和Windows一样，基地址为0，大小为4GB。

Windows和Linux都选择了通过这种方式架空了CPU的分段内存管理机制。

但需要说明一下的时，虽然两个操作系统都是这种情况，但并不意味着段机制彻底没用到，CPU的任务管理TSS还是需要用到，这一点大家知道就行了，在linux64位系统下分段机制不被待见，但是操作系统仍然会保持先分段再分页的寻址方式。

结语