深入理解Linux内存管理机制（一）

深入理解Linux内存管理机制（一）通过本文，您即可以：

1. 存储器硬件结构；

2.分段以及对应的组织方式；

3.分页以及对应的组织方式。

注1：本文以Linux内核2.6.32.59本版为例，其对应的代码可以在http://www.kernel.org/pub/linux/kernel/v2.6/longterm/v2.6.32/linux-2.6.32.59.tar.bz2找到。

注2：本文所有的英文专有名词都是我随便翻译的，请对照英文原文进行理解。

注3：推荐使用Source Insight进行源码分析。

内存组织

计算机内存属于随机存储器（RAM），目前PC机广泛使用的是DDR

SDRAM，即“双倍速率同步动态随机存储器”，其本质上仍然是由n bits*m KB个内存芯片组成的，比如如果我们需要8位64KB的内存，则我们就需要2*8=16块4bits*8KB的内存块。由于计算机通常是以字节（Byte）进行数据交换的，所以对内存的地址编码一般使用字节，如上我们有64KB内存，则其地址编码为0×0000~0xFFFF，称为物理地址。对于32位机来说，由于其“地址寄存器（AR）”是32位，也就限制了其内存的最大寻址范围是2^32=4GB。

Linux将物理地址按4KB的大小划分成“帧（Frame）”。为什么是4KB？因为每一个帧都需要用一个C结构体来描述，称之为“帧描述单元（Frame Discriptor）”，如果太小，帧描述单元显然太多了，如果太大，那么在内存分配时又会造成“内碎片（Inner

Fragments）”。早些时候，计算机的内存址都是直接映射的，由于程序里的地址是写死的，这就意味着每段程序每次都只能映射对应的地址空间。这无论对程序设计者与系统都是相当大的负担。Linux使用“分段”加“分页”来解决此问题。由于它们的存在，内存地址进入了逻辑地址时代。Linux有三种地址：逻辑地址（Logic

Address）、线性地址（Linear Address）与物理地址（Physics Address）。其关系如下：

另外，Linux支持众多CPU架构，这里只研究X86的，对应的源代码为：…/X86/… 路径。

Linux中的分段

Linux并不使用太多的分段，原因是某些RISC机器对分段的支持不好。为此Linux的分段都存在“全局描述表（GDT）”中，GDT是一个全局desc_struct数组（位于linux-2.6.32.59archx86includeasm），其结构如下：

#define GDT_ENTRIES 16
struct desc_struct gdt[GDT_ENTRIES];
struct desc_struct {
union {
struct {
unsigned int a;
unsigned int b;
};
struct {
u16 limit0; // 段大小
u16 base0; // 段起始位置
unsigned base1: 8, type: 4, s: 1, dpl: 2, p: 1; // type表示段类型，占4位；dpl指的段运行权限，占2位
unsigned limit: 4, avl: 1, l: 1, d: 1, g: 1, base2: 8; //d 表示内存地址位宽，占1位
};
};
} __attribute__((packed));

所以我们可以看出，段描述结构体占8个字节，至于里面的a，b，那是老的方式，后来使用C++ Struts的Bit Fields后更方便了。type类型由以下几种：

enum {
DESC_TSS = 0×9,
DESC_LDT = 0×2,
DESCTYPE_S = 0×10, /* !system */
};

Linux主要使用以下几种段：

内核代码段（Kernel Code Segment）：type=10，dpl=0
内核数据段（Kernel Data Segment）：type=2，dpl=0
用户代码段（User Code Segment）：type=10，dpl=3
用户数据段（User Data Segment）：type=2，dpl=3
任务状态段（Task State Segment），每进程一个：type=9，dpl=3

其它类型可以参见linux-2.6.32.59archx86includeasmsegment.h，里面有非常详细的说明。

它们都存储在“全局描述符表（GDT）”。Linux本身并不使用“局部描述符表（LDT）”，当一个进程被创建时，其指向的是一个默认的LDT，不过系统并不阻止进程创建它。也就是说一个进程最多两个段描述符：TSS与LDT。由于Segment Selector为16位（为什么只有16位，这个就是历史原因了，由于X86在Real Mode下段地址只有20位，其中有效的就是16位，详见：x86

memory segmentation，但Linux段内偏移地址高达32位，所以线性地址总共是48位），其中有效的索引位仅有13位，所以GDT的最大长度为213-1=8192，除去系统保留的12个，留给进程的只有8180个入口，那么就意味Linux进程的最大数为8180/2=4090。需要注意的是，进程在创建的时候并不会马上创建自己的LDT，其指向的是GDT一个默认的LDT，里面的SD为null。只有在需要的时候进程才创建自己的LDT并把它放入GDT中。所以不管是LDT也好，TSS也好，它们都存放在GDT里面。而对于UCS与UDS，所有的进程共享一个。这样地址空间不会重复吗？不会，因为线性不是最终的物理地址，每个进程还有自己的页表，所以最终映射到物理地址是不同的。

下面我们来看看段中地址是如何转换的。假设我们需要访问内核数据段的0×00124部分，由代码知其GDT的入口为13，那么其对应的内存地址=gdtr+13*8+0×00124，假设gptr为0×02000，则最终的结果为0×02228。gdtr是一个寄存器，其为48位，用来保存GDT的第一个字节线性地址与表限。其过程如图所示：

图片来源于《Understand The Linux Kernel》

分页

相对于分段来说，分页更主流更流行一些。原因是其更灵活，其能把不同的线性地址映射到同一个物理地址上，缺点是内存必须以页大小的整数倍分配。按现在主流的4KB一页来说，如果程序只申请100B的数据，那内存浪费还是相当的大。为此，Linux使用了一种称为Slab的方法来解决这个问题，后面的文章会讲到。

因为页表本身也需要存储空间，按每页32B来算，对于4GB内存，每页4KB，共有1M页，则页表的大小为32MB，这显然不可以接受，所以后来出现了多级页表这个概念。2004年后Linux版本使用的是四级页表：第一级叫“全局目录（Page

Global Directory）“、第二级叫“页上级目录（Page

Upper Directory）”、第三级叫”页中间目录（Page

Middle Derectory）”、第四级叫”页面表（Page

Table Entry）”，最后页内偏移量“offset”，如下图：

（图片来源于：http://biancheng.dnbcw.info/linux/335152.html）

图中的cr3是一个寄存器，它存储“Global DIR”的地址。当进程切换发生时，它将被保存在TSS中，前面说过了TSS段表是每个进程一个。分页在Linux内使用的地方很多，特别是进程内的地址转换。分页有硬件支持的，特别是旁路转换缓冲(Translation

Lookaside Buffer)的出现，使用即使使用三级页表的Linux在地转转换中的实际效果也是非常好的。与段表所有的进程都共用一个的是，每个进程都拥有自己的分页。其实也正是因为所有进程都共享一个段表，每个进程才必须有自己的页表，否则相同的linear地址如何映射到不同的物理地址去？下面我们着重来研究一下Linux系统中是如何表示分页中所用到的数据结构的。

每个“帧”在Linux中都是以一个名为page（位于linux-2.6.32.59includelinuxMm_types.h）的结构体来存储的。所有的页被放在一个类型为page名为mem_map的数组中（位于linux-2.6.32.59mmMemory.c）。代码如下（为了显示方便，仅列出部分：

struct page {
unsigned long flags; /* 帧的标志位，用枚举pageflags（位于：linux-2.6.32.59includelinuxPage-flags.h）表示，每个值的意义详见注释 */
…
atomic_t _count; /* 该帧被引用的数量 */
union {
atomic_t _mapcount; /* 所有指向该帧的页表数量*/
…
};
union {
struct {
unsigned long private; /*根据此页的使用情况会有不同的意义，详见源码注释*/
…
};
…
};
union {
pgoff_t index; /* 重要：类型即unsinged long, 指向物理帧号 */
…
};
struct list_head lru; /* 指向最近被使用的页的双向链表，cache相关*/
};