linux内存管理
来源:互联网 发布:淘宝儿童女模特名字 编辑:程序博客网 时间:2024/05/17 00:11
内存管理方式:
分段式:逻辑段 < = > 物理段,一层映射,逻辑地址 < = > 物理地址
分页式:逻辑页 < = > 物理页,一层映射,虚拟地址(线性地址) < = > 物理地址
段页式:逻辑段 < = > 逻辑页 < = > 物理页,两层映射,逻辑地址 < = > 虚拟地址 < = > 物理地址
逻辑页连续而实际物理页不连续,它们通过页表映射,所以有虚拟地址(线性地址)同物理地址之间映射。
现行的linux内存管理是基于分页的虚拟内存管理系统(源于程序执行的局部性原理)。需要软硬件支持如下。
硬件:
地址转换机构
软件:
缺页中断,页面置换。
CPU与内存之间地址称为物理地址。
IO设备同内存之间地址称为总线地址,因为他们通过总线(PCI总线,SCSI总线)连接。
MMU是CPU与内存之间的地址转换机构:虚拟地址 <=> 物理地址
IOMMU是IO设备与内存之间的地址转换机构高:设备虚拟地址 <=> 总线地址
CPU <=> 虚拟地址 <=> MMU <=> 物理地址 <=> 内存 <=> 物理地址 <=> IOMMU <=> 总线地址 <=> IO设备
所以在linux内核中,访问内存时使用的必须都是虚拟地址,而设备使用的可能是物理地址,比如DMA控制器,
它需要内存物理地址起始地址与长度,此时驱动再传递给它的地址必须将虚拟地址转换为物理地址。
kmalloc函数,返回的是虚拟地址。
get_free_pages函数,返回的是逻辑页地址
vmalloc函数,返回的也是虚拟地址。
三者区别如下:
转自:http://blog.csdn.net/macrossdzh/article/details/5958368
对于提供了MMU(存储管理器,辅助操作系统进行内存管理,提供虚实地址转换等硬件支持)的处理器而言,Linux提供了复杂的存储管理系统,使得进程所能访问的内存达到4GB。
进程的4GB内存空间被人为的分为两个部分--用户空间与内核空间。用户空间地址分布从0到3GB(PAGE_OFFSET,在0x86中它等于0xC0000000),3GB到4GB为内核空间。
LDD3中内核逻辑地址范围:
内核空间中,从3G到vmalloc_start这段地址是物理内存映射区域(该区域中包含了内核镜像、物理页框表mem_map等等),比如我们使用 的 VMware虚拟系统内存是160M,那么3G~3G+160M这片内存就应该映射物理内存。
LDD3中 内核虚拟地址范围:
在物理内存映射区之后,就是vmalloc区域。对于 160M的系统而言,vmalloc_start位置应在3G+160M附近(在物理内存映射区与vmalloc_start期间还存在一个8M的gap 来防止跃界),vmalloc_end的位置接近4G(最后位置系统会保留一片128k大小的区域用于专用页面映射)
kmalloc和get_free_page申请的内存位于物理内存映射区域,而且在物理上也是连续的,它们与真实的物理地址只有一个固定的偏移,因此存在较简单的转换关系,virt_to_phys()可以实现内核虚拟地址转化为物理地址:
#define __pa(x) ((unsigned long)(x)-PAGE_OFFSET)
extern inline unsigned long virt_to_phys(volatile void * address)
{
return __pa(address);
}
上面转换过程是将虚拟地址减去3G(PAGE_OFFSET=0XC000000)。
与之对应的函数为phys_to_virt(),将内核物理地址转化为虚拟地址:
#define __va(x) ((void *)((unsigned long)(x)+PAGE_OFFSET))
extern inline void * phys_to_virt(unsigned long address)
{
return __va(address);
}
virt_to_phys()和phys_to_virt()都定义在include/asm-i386/io.h中。
而vmalloc申请的内存则位于vmalloc_start~vmalloc_end之间,与物理地址没有简单的转换关系,虽然在逻辑上它们也是连续的,但是在物理上它们不要求连续。
综上:
1.kmalloc和get_free_page申请的内存位于物理内存映射区域,返回内核逻辑地址。
2.vmalloc申请的内存则位于vmalloc_start~vmalloc_end之间,返回内核虚拟地址。
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