Linux内存管理（二）

Linux内存管理之二：Linux在X86上的虚拟内存管理

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前言

　　Linux支持很多硬件运行平台，常用的有：Intel X86，Alpha，Sparc等。对于不能够通用的一些功能，Linux必须依据硬件平台的特点来具体实现。本文的目的是简要探讨Linux在X86保护模式上如何实现虚拟内存管理功能。为简化和方便叙述，本文做如下限定：X86处理器为80486和其后的处理器，X86工作在保护模式，不采用物理内存扩展（使用32bits物理地址），不使用扩展页（页大小为4K）。凡是与限定模式无关的内容，本文都尽量略过。Linux的虚拟内存管理中与硬件平台无关的内容在本文中也被略过。本文所援引的Linux内核源代码版本为Linux 2.2.5。

X86的分段和分页机制

I. X86的分段机制和相应系统结构

　　X86的分段机制就是将X86的线性地址空间分成许多小空间--段（segment），利用这些段来存储（记录）代码和数据，通过对段的保护来提供一种对数据或代码的保护。根据每个段的作用和存储内容的不同，X86将段分为三类进程段（代码段、数据段和堆栈段）和两类系统段：任务状态段（TSS，Task-State Segment）和LDT段（由于GDT不是通过段描述符和段选择符来访问，所以X86没有认为存在一个GDT段；同理，也不存在IDT段）。

　　在分段机制，X86使用了如下几种主要数据结构：

　　· 全局描述符表（GDT，Global Describtor Table）：存放系统用的段描述符和各项任务共用的段描述符，可以是上述的任何一类段的段描述符，最大表长64KB；

　　· 局部描述符表（LDT，Local Describtor Table）：存放某个任务专用的各段的段描述符，只能是三类进程段的段描述符和调用门描述符，最大表长4GB；

　　· 段描述符（Segment Describtor）：64bits，用来描述一个段的基地址（该地址是线性地址），该段的类型，对该段操作的限制；

　　· 门描述符（Gate Describtor）：64bits，一种特殊的描述符，为处于不同特权级的系统调用或程序的调用或访问提供保护；分为四类：调用门描述符（Call Gate Describtor）、中断门描述符（Interrupt Gate Describtor）、陷阱门描述符（Trap Gate Describtor）、任务门描述符（Task Gate Describtor）；

　　· 段选择符（Segment Selector）：16bits，用于在GDT或LDT中索引相应的段描述符；

　　· 中断描述表（IDT，Interrupt Describer Table）：存放门描述符，只能是中断门描述符，陷阱门描述符和任务门描述符，最大表长64KB；

　　同时，X86提供了如下几个用于支持分段机制的寄存器：

　　· 全局描述符表寄存器（GDTR，GDT Register）：48bits，32bits为GDT的基地址（线性地址），16bits为GDT的表长；GDTR的初始值为：基地址0，表长0xFFFF；

　　· 局部描述符表寄存器（LDTR，LDT Register）：80bits，16bits为LDT段选择符，64bits为该LDT段的段描述符；

　　· 中断描述符表寄存器（IDTR，IDT Register）：48bits，32bits为IDT的基地址（线性地址），16bits为IDT的表长；IDTR的初始值为：基地址0，表长0xFFFF；

　　· 任务寄存器（TR，Task Register）：80bits，16bits为任务状态段选择符，64bits为该任务状态段的段描述符；

　　· 六个段寄存器（Segment Register）：分为可见部分和隐藏部分，可见部分为段选择符，隐藏部分为段描述符；六个段寄存器分别为CS、SS、DS、ES、FS、GS；关于这些段寄存器的作用参见[1]中3.4.2 'Segment Register';

　　86工作在保护模式时，进程使用的48bits逻辑地址（Logical address）。逻辑地址的高16bits为段选择符，低32bits是段内的偏移量。通过段选择符在GDT或LDT中索引相应的段描述符（得到该段的基地址），再加上偏移量得到逻辑地址对应的线性地址（Linear Address）。如果没有采用分叶管理，线性地址是直接映射物理地址（Physical Address），于是可以直接用线性地址访问内存；否则，还要通过X86的分页转换，将线性地址转换为物理地址。

　　以上是对X86分段相关内容的简要描述，对于各数据结构、寄存器的细节和逻辑地址转换为线性地址的细节，请查阅 [1]。

II. X86的分页机制和相应系统结构

　　32bits的线性地址空间可以直接映射到物理地址空间，也可以间接映射到许多小块的物理空间（磁盘存储空间）上。这种间接映射方式就是分页机制。X86可用页大小为4KB、2MB和4MB（2MB和4MB只能在Pentium和Pentium Pro处理器中使用，本文中限定采用4KB页）。

　　在分页机制，X86使用了四种数据结构：

　　· 页目录项（PDE，Page Directory Entry）：32bits结构，高20bits为页表基地址（物理地址），以4KB为递增单位，低12bits为页表属性，具体换算参见后面初始化部分；

　　· 页目录（Page directory）：存储页目录项，位于一页中，总共可容纳1024个页目录项；

　　· 页表项（PTE，Page Table Entry）：32bits结构，高20bits为页基地址（物理地址），低12bits为页属性；

　　· 页表（Page table）：存储页表项，位于一页中，总共可容纳1024个页表项；

　　· 页（Page）：4KB的连续地址空间；

　　为了实现分页机制和提高地址转换的效率，X86提供和使用了如下的硬件结构：

　　· 页标志位（PG，Page）：该标志位为1，说明采用页机制；实际就是控制寄存器CR0的第31bit；

　　· 页缓存/快表（TLBs，Translation Lookaside Buffers）：存储最近使用的PDE和PTE，以提高地址转换的效率；

　　· 页目录基地址寄存器（PDBR，Page Directory Base Register）：用于存储页目录的基地址（物理地址），实际就是控制寄存器CR3；

　　为了实现将线性地址映射到物理地址，X86将32bits线性地址解释为三部分：第31bit到第22bit为页目录中的偏移，用于索引页目录项（得到对应页表的基地址）；第21bit到第12bit为页表中的偏移，用于索引页表项（得到对应页的基地址）；第11bit到第0bit为页中的偏移。这样，通过两级索引和页中的偏移量，最后能正确得到线性地址对应的物理地址。

　　关于分页机制的详细描述和作用，请查阅参考文档[1]。

LINUX的分段策略

　　Linux在X86上采用最低限度的分段机制，其目的是为了避开复杂的分段机制，提高Linux在其他不支持分段机制的硬件平台的可移植性，同时又充分利用X86的分段机制来隔离用户代码和内核代码。因此，在Linux上，逻辑地址和线性地址具有相同的值。

　　由于X86的GDT最大表长为64KB，每个段描述符为8B，所以GDT最多能够容纳8192个段描述符。每产生一个进程，Linux为该进程在GDT中创建两个描述符：LDT段描述符和TSS描述符，除去Linux在GDT中保留的前12项，GDT实际最多能容纳4090个进程。Linux的内核自身有独立的代码段和数据段，其对应的段描述符分别存储在GDT中的第2项和第3项。每个进程也有独立的代码段和数据段，对应的段描述符存储在它自己的LDT中。有关LinuxGDT表项和DLT表项分布情况参见附表1，附表2所示。

　　在Linux中，每个用户进程都可以访问4GB的线性地址空间。其中0x0~0xBFFFFFFF的3GB空间为用户态空间，用户态进程可以直接访问。从0xC0000000~0x3FFFFFFF的1GB空间为内核态空间，存放内核访问的代码和数据，用户态进程不能直接访问。当用户进程通过中断或系统调用访问内核态空间时，会触发X86的特权级转换（从特权级3切换到特权级0），即从用户态切换到内核态。

LINUX的分页策略

　　标准Linux的分页是三级页表结构，除了X86支持的页目录和页，还有一级被称为中间页目录。因此，线性地址在转换为物理地址的过程中，线性地址就被解释为四个部分（不是X86所认识的三个部分），增加了页中间目录中的索引。当运行在X86平台上时，Linux通过将中间页目录最大的页目录项个数定义为1，并提供一组相关的宏（这些宏将中间页目录用页目录来替换）将三级页面结构分解过程完美的转换为X86使用的二级页面分解。这样，无需改动内核中页面解释的主要代码（这些代码都是认为线性地址由四个部分组成）。关于这些宏定义参见Linux源码"/include/asm/pgtable.h"，"/include/asm/page.h"。

　　内核态虚拟空间从3GB到3GB+4MB的一段（对应进程页目录第768项指引的页表），被映射到物理地址0x0~0x3FFFFF（4MB）。因此，进程处于内核态时，只要通过访问3GB到3GB+4MB就可访问物理内存的低4MB空间。所有进程从3GB到4GB的线性空间都是一样的，由同样的页目录项，同样的页表，映射到相同的物理内存段。Linux以这种方式让内核态进程共享代码和数据。

Linux分段分页初始化

　　无论Linux系统如何被引导，经过zImage（参见arch/i386/boot/bootsect.s）或经过LILO，最后都会跳转执行arch/i386/boot/setup.s（被装载到SETUPSEG，物理地址 0x90200），setup.s从BIOS中获取计算机系统的硬件参数（如硬盘参数），放到内存参数区（临时寄放），同时做一些初步的状态检查，为进入保护模式做准备。关于引导过程和setup.s的具体执行参见[2]。

　　保护模式下的内核初始化模块从物理地址0x100000开始执行，该地址开始的代码和数据结构都对应在arch/i386/kernel/head.s中，参见附表3。初始化模块主要功能是对相关寄存器IDT，GDT，页目录及页表等进行初始化。下面，忽略head.s执行流程的细节，概要阐述head.s主要的初始化功能。

　　1. 部分寄存器的初始化：将段寄存器DS、ES、GS和FS用__KERNEL_DS（0x18，include/asm-i386/segment.h）来初始化（通过前面对段寄存器的描述和段选择符的介绍可知道，其作用是将定位到GDT中的第三项（内核数据段），并设置对该段的操作特限级为0）；置位CR0的PG位，并根据CPU的型号选择置位AM, WP, NE 和 MP；用0x101000初始化CR3（页目录swapper_pg_dir的地址）；置ESP高32bits为__KERNEL_DS（0x18），低32bits为init_user_stack+8192；LDTR初始化为0。

　　2. 有关IDT的初始化：这只是临时初始化IDT，进一步的操作在start_kernel中进行；用于表示IDT的变量（idt_table[ ]）在arch/i386/kenel/traps.c中定义，变量类型（desc_struct）定义在include/asm-i386/desc.h。IDT共有IDT_ENTRIES（256）个中断描述符，属性字均为0x8E00，每个中断描述符都指向同一个中断服务程序ignore_init。Ignore_int的功能仅仅是输出消息int_msg（"unknown interrupt"）。而IDTR的值为通过命令lidt idt_descr实现。通过在head.s中查看idt_descr的值可以计算得知，IDT的基地址为idt_table的地址，表长IDT_ENTRIES*8-1（0x7FF）。

　　3. 有关GDT的初始化：GDT共有GDT_ENTRIES个段描述符。GDT_ENTRIES的计算公式为：12+2*NR_TASKS。其中12表示前面提到的Linux在GDT中保留的12项，NR_TASKS（512）指系统设定容纳的进程数，定义在include/linux/tasks.h。GDT在head.s直接分配存储单元（标号为gdt_table）。初始化后的GDT如附表1所示。GDTR的值通过命令lgdt gdt_descr实现。通过在head.s中查看gdt_descr的值可以计算得知，GDT的基地址为gdt_table的地址，表长GDT_ENTRIES*8-1（0x205F）。

　　4. 页目录的初始化：页目录由变量swapper_pg_dir表示，共有1024个页目录项。其第0项和第768项均指向pg0（第0页），初始化值为0x00102007（根据其高20bits的值0x102换算：0x102*4KB=0x102000，第0页紧跟页目录后，物理地址为0x102000），由此可知，Linux 4GB空间中的虚拟地址0x0和0xBFFFFFFF（3GB）均由pg0映射（物理地址0x0~0x3FFFFF（4MB））；其他页目录项初始值为0x0；

　　5. pg0的初始化：第n项对应第n页，属性为0x007；即第n项的初始化值的高20bits值为n，底12bits值为0x007；由此可见pg0映射了物理空间的低4MB空间；

　　6. 初始化empty_zero_page：该页的前2KB空间用来存储setup.s保存在内存参数区的来自BIOS的系统硬件参数；后2KB空间作为命令行缓冲区；

　　head.s进行完初始化后调用start_kernel（init/main.c）继续各方面的初始化，主要是调用各方面函数初始化内核的数据结构，下面对与X86系统相关的调用函数简述其（与本文相关的）功能。

　　1. setup_arch() (arch/i386/kernel/setup.c)；设置内核可用物理地址范围（memory_start~memory_end）；设置init_task.mm的范围；调用request_region（kernel/resource.c）申请I/O空间，参见附表4。

　　2. paging_init() (arch/i386/mm/init.c)；取消虚拟地址0x0对物理地址的低端4MB空间的映射；根据物理地址的实际大小初始化所有的页表。

　　3. trap_init() (arch/i386/kernel/traps.c)；在IDT中设置各种入口地址，如异常事件处理程序入口，系统调用入口，调用门等。其中，trap0~trap17为各种错误入口（溢出，0除，页错误等，错误处理函数定义在arch/i386/kernel/entry.s）；trap18~trap47保留；设置系统调用（INT 0x80）的入口为system_call（arch/i386/kernel/entry.s）；在GDT中设置0号进程的TSS段描述符和LDT段描述符。

　　4. init_IRQ() (arch/i386/kernel/irq.c)；初始化IDT 中0x20~0xff项。

　　5. time_init() (arch/i386/kernel/time.c)；读取实时时间，重新设置时钟中断irq0的中断服务程序入口。

　　6. mem_init() (arch/i386/mm/init.c)；初始化empty_zero_page；标记已被占用的页。

Linux进程和分段分页

　　每当启动一个新的进程，Linux都为其创建一个进程控制块（task_struct，include/linux/sched.h）。task_struct中最重要的与存储有关的成员为mm（mm_struct* mm，include/linux/sched.h）和tss（thread_struct tss，include/asm-i386/processor.h）。在创建过程中，系统所涉及的（与分段分页相关）功能包括：

　　1. 每个进程（根据需要）建立新页目录（mm成员pgd_t * pgd），并将其地址置入寄存器CR3中；相关代码：

new_page_tables（mm/memory.c）；//创建和初始化新页目录

SET_PAGE_DIR（include/asm-i386/pgtable.h）；//设置页目录基地址寄存器

　　2. 在GDT中添加进程对应的TSS项和LDT项，其占用的GDT项号分别记录在tss成员tr（unsigned long tr）和ldt（unsigned long ldt）中；相关代码：

　　_LDT / _TSS（include/asm-i386/desc.h）；//换算LDT / TSS对应的GDT项号

　　set_ldt_desc / set_tss_desc （arch/i386/kernel/traps.c）；//在GDT中添加LDT / TSS描述符

　　3. 创建该进程的LDT（mm成员void * segments）；相关代码：

　　copy_segments（arch/i386/kernel/process.c）；//创建进程的LDT并初始化LDT

　　Linux采用"按需调页"的原则来分配内存页面，从而避免页表过多占用存储空间。创建一个进程时页面分配的情况大致是这样的：进程控制块（1页）；内存态堆栈（1页）；页目录（1页）；页表（需要的n页）。在进程以后执行的执行中，再根据需要逐渐分配更多的内存页面。

参考资料
　　1. "Inter Architecture Software Developer's Manual Volume 3: System Programming", http://developer.intel.com/design/pentiumii/manuals/243192.htm
　　2. "Linux操作系统及实验教程"，李善平 郑扣根编著，机械工业出版社
　　3. "Linux 内核源代码分析"，Scott Maxwell著，冯锐 邢飞 刘隆国 陆丽娜译，机械工业出版社
　　4. "Linux 系统分析与高级编程技术"，周巍松等编著，机械工业出版社