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# 内存管理之三

# Intel CPU与Linux内存管理

# Intel CPU物理结构

x86计算机刚刚加电时，处在实模式（Real Mode）下

# 实模式（Real Mode）

  • 20位地址总线：1M内存空间
  • 地址表示方式：段地址（16位）：偏移地址（16位）
  • 段地址低4位对齐（段地址低4位永远是0，所以凑出来20位）
  • 实模式程序直接存取物理内存

# 保护模式（Protect Mode）

每个程序在自己的一个4G的空间内运行，程序间不会互相影响，保护了内核和进程。

  • 32位地址空间：4G内存
  • 支持多任务、任务切换、上下文保护
  • 进程隔离：代码和数据安全
  • 支持分段机制和分页机制
  • 新的寄存器：
    • EAX～EDX：扩充到32位
    • CR0～CR4
    • GDTR
    • LDTR
    • IDTR

# x86 CPU架构下的三种地址

逻辑地址：汇编语言（段：偏移）

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三种地址转换流程
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# Intel CPU段机制

# 段和段描述符

段：一段连续内存

段描述符：8个字节，描述段的属性，段基址、段界限、段属性、段类型、是否存在内存等等


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逻辑地址转换为线性地址流程：


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# Linux页面机制

# Intel分页

  • Intel CPU的页：4KB
  • 通过设置寄存器CR0的PG位开启分页功能
  • 分页：线性地址->物理地址
  • 在MMU（管理分页的硬件）中进行分页

# Linux分页

在Linux中，采用三级页表结构。

  • 普通页表实现时的问题：
    • 32位OS（4G空间），每页4K，页表每个记录占4个字节
    • 进程的页数：4G/4K = 1M个页
    • 页表的记录数有：1M条记录
    • 页表所占的内存：1M*4字节 = 4M
    • 页表占页框数：4M/4K（页框每页4K） = 1K页框

因此难以找到连续的1K个页框来存放页表；页表全部装入会过度消耗内存。

解决思路：

  • 将4M的超大页表存储到离散的1K个页框中
  • 仅将页表的部分内容调入内存
# 二级页表

把超大的页表（4M）以页为单位分成若干个小页表，存入离散的若干个页框中。
例如：将超大页表（4M）划分为1024个小页表，每个页表的大小为4K，此时1个小页表刚好占用1个页框。
为了管理小页表，设置一个叫页目录的表，记录每个小页表的存放位置（即页框号）。

Windows NT采用了二级页表的结构


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# 二级页表地址映射特点
  • 访问数据需要三次访问：页目录，页表，最终单元
  • 页目录调入内存
  • 页表按需调入主存
  • 页面、页表、页目录大小都刚好4K（占1个页框）
# Linux三级页表结构
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# Linux对段的支持

Linux将4G的虚拟空间划分为两个部分，用户空间和内核空间。用户空间3G：从0到0xBFFFFFFF，内核空间1G：从0xC0000000到0xFFFFFFFF

  • Linux四个范围一样的段：0～0xFFFFFFFF（4G）
  • 各段属性不同
    • 内核段特权级为0
    • 用户段特权级为3
  • 作用
    • 利用段机制隔离用户数据和系统数据（保留段的等级保护机制）
    • 简化逻辑地址到线性地址的转换（可以直接将虚拟地址当作线性地址，两者完全一致）

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