2.2 linux存储管理-地址映射全过程

Linux采用页式存储管理：

页式管理的优点（相比段式管理）：1）页面固定便于管理；2）按页换进换出，效率高

Intel由于历史原因，其i386 CPU（仅限于i386）硬件结构需要先进行段式映射（其实毫无必要），才能使用页式管理。Linux的做法是让段式管理不起作用。

段寄存器的格式定义：

RPL：请求特权级别，分4级，0最高（对应内核态），3最低（对应用户态）

GDTR表项含义：

important: 在程序运行时，进程已经建立，此时整个映射机制都已经准备完毕

1） 段寄存器和GDT，进行段式映射

2） CR3寄存器、PGD，进行页式映射

3） 这些地址映射过程由硬件实现

1. 进行段式映射，段式映射的顺序：

假设访问的虚拟地址为virt_addr

1.1 找到virt_addr所在段（数据，代码，堆栈等），并访问相应的段寄存器（包含index）

1.2 根据段寄存器的值和GDTR，找到该进程的GDTR表项

1.3 GDTR表项中包括段基址（全为0），访问权限等信息，得到线性地址

线性地址 linear_addr = virt_addr + 0 (段基址) == virt_addr

notice:

   1）由上可知，Linux中段式映射完全不起作用，虚拟地址即为线性地址

   2）此时，所有进程共用相同GDT表项

1.1 段寄存器（里面存放的叫段选择符）

linux 有4种不同的段寄存器的值，两种用于内核、两种用于用户进程，为

进程的DS,ES,SS都为 __USER_DS，CS为__USER_CS。（参考 include/asm-i386/processor.h），Intel的意图是将进程的分成代码、数据、堆栈、扩展等段，但是Linux不进行区分，Linux内核中堆栈和数据是同一段

（参考 include/asm-i386/segment.h）

从上图可以看到， Linux全都是用GDT，基本不使用LDT（只有带 VM86下才使用，比如wine）

四个段寄存器的值，指向4个GDT表项,分别为2,3,4,5

1.2 GDTR表项（里面存放的叫段描述符）

（参考 arch/i386/kernel/head.S）

上图给出了4种段的情况：

相同：段基址（都为0），段上限（1M），段步进（4K），32位，在内存

不同：代码段还是数据段，可执行还是可写（都可读），访问权限（0|3），是否被访问过

（参考上面的 段描述符定义 图）

GDT的大小为8192 * 32bit ，而每个GDT表项为64bit，所以最多可以存4096个表项；但是由于表项0为0，表项1不使用，表项2,3,4,5分别用于存放内核、进程的4种段信息，所以可用的表项有4096 - 6 = 4090 ，所以32位Linux 最多支持4090个进程

2.进行页式映射

2.1 访问CR3（存放了PGD的物理地址），查找PGD（第1次访存），获取PD的物理地址

2.2 查找PT（第2次访存），获取Page的物理基地址

2.3 查找Page（第3次访存），利用页内偏移，获取实际物理地址

线性地址结构：

线性地址为32位

 31-22：PGD中的索引，用来获取PD的物理地址

 21-12：PT中的索引，用来获取Page的物理地址

 11-0：Page中的索引，用来获取 线性地址 对应的 物理地址

2.1 第1次访存

CR3 存放了PGD物理地址，通过他我们可以访问当前进程的PGD，利用PGD索引，找到条目i

因为内存是4K对齐的，而PD大小为4K，所以只需要32位地址的高20位即可的到PT的物理基地址

条目i的结构：

31-12:用来存放PD的物理基地址的高20位

11-0:一些标志位，0位为P标志位（1代表，该页面表在内存中）

2.2 第2次访存

    这个过程和第一次访存基本一致，不过使用的是PT索引，获取了Page的物理基地址

2.3 第3次访存

    第2次访存已经获取了Page的物理基地址phys_base，phys_base加上线性地址的最低12位，就获得了virt_addr对应的phys_addr