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linux内存管理和映射

【摘要】本文主要讲述linux内核中内存管理及映射的相关理论。

1、地址类型

  • 用户虚拟地址（User virtual addresses）

    这是被用户程序见到的常规地址。用户地址依赖于底层的硬件结构，在长度上是 32 位或者 64位, 并且每个进程有它自己的虚拟地址空间。

  • 物理地址（Physical addresses）

    在处理器和系统内存之间使用的地址。物理地址是 32或者 64位。

  • 总线地址（Bus addresses）

    在外设和内存之间使用的地址。 通常, 它们和处理器使用的物理地址相同。但在一些体系下，提供一个 I/O 内存管理单元(IOMMU)，它在总线和主内存之间重映射地址。 一个 IOMMU 可以使事情简单(例如, 使散布在内存中的缓冲对设备看来是连续的)。总线地址是高度特性依赖的。

  • 内核逻辑地址（Kernel logical addresses）

    这些组成了正常的内核地址空间。这些地址映射了部分(也许全部)主存并且常常被当作是物理内存来对待。在大部分的体系上，逻辑地址和相关物理地址只差一个常量偏移。逻辑地址使用硬件的本地指针大小，并且因此可能不能寻址所有的物理内存。逻辑地址常常存储于 unsigned long 或者 void * 类型的变量中。从 kmalloc 返回的内存就是内核逻辑地址。

  • 内核虚拟地址（Kernel virtual addresses ）

    类似于逻辑地址，它们都是从内核空间地址到物理地址的映射。但内核虚拟地址不必像逻辑地址空间那样具备线性的 一对一到物理地址的映射。但是，所有的逻辑地址都属于内核虚拟地址，而许多内核虚拟地址却不是逻辑地址。例如 vmalloc 分配的内存有虚拟地址(但没有直接物理映射)，kmap 函数也返回虚拟地址，虚拟地址常常存储于指针变量。

    如果你有逻辑地址, 宏​

    ​__pa()​

     ​ （在 <asm/page.h> 中定义）返回它关联的物理地址， 物理地址可被​

    ​__va()​

     ​映射回逻辑地址 , 但是只适合低内存页。不同的内核函数需要不同类型地址。

2、物理内存的组织及分配

Linux中内存按大小分为3个级别，从下到上依次为：

  1. Page： 一个页的大小用常量PAGE_SIZE(定义在 <asm/page.h>) 表示，一般为4k，页是内存的一个最基本的单位。其中的地址用页帧号和页内偏移表示，如果使用 4096字节页, 那么12 位低有效位是页内偏移，并且剩下的高位

    指示页帧号（PFN）。移位来在页帧号和地址之间转换是一个相当普通的操作。常量宏PAGE_SHIFT告诉你需要移动多少位来进行这个转换。

  2. Zone： Zone中提供了多个队列来管理page。Zone分为3种：
  1. ZONE_DMA： 用来存放DMA读取IO设备的数据，内核专用、直接映射。
  2. ZONE_NORMAL：用来存放内核的相关数据，内核专用、直接映射。
  3. ZONE_HIGHMEM：高端内存，用来用户进程存放数据，动态映射。
  1. Node：节点，一个CPU对应着一个Node，一个Node包括一个Zone_DMA、 ZONE_NORMAL、ZONE_HIGHMEM。
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Linux将内存分配分为两种：伙伴分配（大内存）和slab分配（小内存）。

  • 伙伴分配：
  • 将ZONE中的 Page 分组，然后组装为多个链表。链表中存放的是 页块 的集合；
  • 页块对应着有不同的大小，分别为 1、2、4、8 … 1024个页。
  • 当请求(2i-1 ,2i]大小的 page 的时候，会直接请求2i 个页， 如果对应的链表中有对应的页块，就直接分配。如果对应的链表没有，就往上找 2i+1，如果2i+1存在，就将其分为 2 个 2i 页块，将其中1个2i加入到对应的链表中，将另外一个分配出去。
  • slab分配：
  • slub方法主要用于分配一些内核的数据对象。就是 将几个页单独拎出来 作为缓存，里面也维护了链表。每次直接从链表中获取对应的内存，用完之后也不用清空，就直接挂到链表上，然后等待下次利用。

3、虚拟地址空间的概念

虚拟地址对应的是虚拟空间，虚拟空间是全部虚拟地址的集合，用来映射物理内存。

1. 虚拟地址分类

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虚拟空间分为 用户态 和 内核态。

32位系统中 将虚拟空间按照 1：3的比例分配给 内核态 和 用户态

64位系统中 分别给 内核态 和 用户态 分配了 128T。

在32位系统中，每个进程都有4G的虚拟地址空间，其中3G用户空间，1G内核空间（linux），进程间共享内核空间，但独享用户空间，下图形象地表达了这点

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2. 用户态的存储结构

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  • 一个进程对应的用户态中的 各个方面的虚拟地址信息都通过一个​

    ​struct mm_struct​

     ​来存储在内存中，当创建进程的时候会为其分配内存存储对应的虚拟地址信息。
  • vm_area_struct 结构
  • 当一个用户空间进程调用 mmap 来映射设备内存到它的地址空间, 系统通过一个新 VMA 代表那个映射来响应。一个支持 mmap 的驱动(并且, 因此, 实现mmap 方法)需要来帮助那个进程来完成那个 VMA 的初始化 。
  • VMA结构体的主要成员：

  • unsigned long vm_start;

    unsigned long vm_end; 映射到的虚拟地址范围

  • struct file *vm_file; 指向和这个区(如果有一个)关联的 struct file 结构的指针。

  • unsigned long vm_pgoff; 文件中区的偏移（以页计）。 当一个文件和设备被映射, 这是映射在这个

    区的第一页的文件位置。

  • unsigned long vm_flags; 描述这个区的一套标志。设备驱动编写者关注的标志是 VM_IO 和

    VM_RESERVUED。VM_IO 标志 VMA 作为内存映射的 I/O 区。VM_RESERVED 标志该VMA不能被交换出内存，它应当在大部分设备映射中设置。

  • struct vm_operations_struct *vm_ops; 内核可能会调用来在这个内存区上操作的一套函数，包括如下函数：
  • ​

    ​void (*open)(struct vm_area_struct *vma);​

     ​ 任何时候一个新的引用VMA 时，它被调用来初始化VMA。
  • ​

    ​void (*close)(struct vm_area_struct *vma); ​

     ​ 当一个区被销毁, 内核调用它的关闭操作
  • ​

    ​struct page *(*nopage)(struct vm_area_struct *vma, unsigned long address, int *type); ​

     ​ 当一个进程试图存取使用一个有效 VMA 的页, 但是它当前不在内存中时，nopage 方法被调用以返回一个页指针，否则若nopage没被定义，则返回一个空页。
  • ​

    ​int (*populate)(struct vm_area_struct *vm, unsigned long address, unsigned long len, pgprot_t prot, unsigned long pgoff, int nonblock); ​

     ​在某些页被用户空间存取之前，内核先将其预借到内存。通常驱动没有必要来实现这个填充方法。
  • ​

    ​void *vm_private_data;​

     ​ 驱动可以用来存储它的自身信息的成员。
  • 内存映射mmap就是把设备​​地址映射​​到上图的红色段了，暂且称其为“内存映射段”，至于映射到哪个地址，是由操作系统分配的。
  • 一个进程的内存区可看到通过命令​

    ​cat /proc/<pid>/maps​

     ​来查看， 当前进程可采用 ​

    ​cat /proc/self/maps​

     ​查看 
# cat /proc/self/maps
00400000-00405000 r-xp 00000000 03:01 1596291 /bin/cat text
00504000-00505000 rw-p 00004000 03:01 1596291 /bin/cat data
00505000-00526000 rwxp 00505000 00:00 0 bss
3252200000-3252214000 r-xp 00000000 03:01 1237890 /lib64/ld-2.3.3.so
3252300000-3252301000 r--p 00100000 03:01 1237890 /lib64/ld-2.3.3.so
3252301000-3252302000 rw-p 00101000 03:01 1237890 /lib64/ld-2.3.3.so
7fbfffe000-7fc0000000 rw-p 7fbfffe000 00:00 0 stack
ffffffffff600000-ffffffffffe00000 ---p 00000000 00:00 0

3. 内核态的存储结构

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Linux中的内核程序 共用一个 内核态虚拟空间。其中分为了以下几部分：

1、直接映射区

896M，内核空间直接映射到对应的ZONE_DMA和ZONE_NORMAL中。为什么叫做直接映射呢？ 逻辑地址 直接 减去对应的差值就可以得到对应的物理地址。固定死了。

2、动态映射

因为所有物理内存的分配都需要内核程序进行申请，用户进程没有这个权限。所以内核空间一定要能映射到所有的物理内存地址。那么如果都采用直接映射的话，1G大小逻辑地址的内核空间只能映射1G大小的物理内存。所以引入了动态映射。

动态映射就是 内核空间的逻辑地址可以映射到 物理内存中的ZONE_HIGHMEM（高端内存）中的任何一个地址，并且在对应的物理内存使用完之后，可以再映射其他物理内存地址。

动态映射分为三种：

  1. 动态内存映射：使用完对应的物理内存后，就可以映射其他物理内存了。
  2. 持久内存映射： 一个虚拟地址只能映射一个物理地址。如果需要映射其他物理地址，需要解绑。
  3. 固定内存映射： 只能被某些特定的函数来调用引用物理地址。

3、动态内存映射和直接映射的区别

动态映射和直接映射的区别就是逻辑地址到物理地址的转化规则。直接映射的规则是死的，一个逻辑地址对应的物理地址是固定的。通过逻辑地址加或者减去一个数，就可以得到对应的物理地址。动态映射是动态的绑定，每个逻辑地址对应的物理地址是动态的，通过页表进行查询

用户空间映射：用户空间 采用 动态映射，每个虚拟地址可以被映射到一个物理地址，映射到ZONE_HIGHMEM。为什么用户空间不采用直接映射呢？因为物理内存是多个进程所有的，每个进程都有一个用户空间。如果采用直接映射的话，对应的物理地址是会冲突的。其用户空间的逻辑地址大小都为3G，所以存在逻辑地址相同，但是对应的物理地址不同。需要通过页表来转化，一个进程会对应一个页表。

4、虚拟地址映射到物理内存（内存映射）

虚拟地址通过 页表 将 虚拟地址 转化为 物理地址。每个进程都对应着一个页表，而内核只有一个页表。

虚拟空间 和 物理内存 都按照 4k 来分页，一个虚拟空间中的页 和 物理内存中页 是 一一对应的。

映射流程图：

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用户态申请内存时，只会申请对应的虚拟地址，不会直接为其分配物理内存，而是等到真正访问内存的时候，产生缺页中断，然后内核才会为其分配，然后为其建立映射，也就是建立对应的页表项。

1.页表映射原理

如下图所示，将虚拟地址中的页号 通过页表转化为 对应的物理页号，然后通过页内偏移量 就可以得到对应的 物理地址了。

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2.三级页表（32位系统）

一个进程需要一个映射4G空间的页表，每个页表对应4KB大小，所以就需要1M个页表记录来描述。

假如 1 个 页表记录需要 4个字节，那么就需要 4MB。而且页表记录是通过下标来对应的，通过虚拟页号来乘以对应的页表项大小来计算得到对应的地址的。所以Linux将 4M 分为 1K个 4K， 一个4K对应着一个page，用来存储对应的真正的页表记录。将 1K 个 page 分开存放，就不要求连续的4M了。

如果将4M 分成 1K 个离散的 page的话，虚拟地址又怎么对应的页表号呢？利用指针，存储1K个地址，分别指向这1K个page， 地址的大小为4个字节，也就是32位，完全可以表示整个内存的地址范围。1K * 4个字节，正好是一个page 4k，所以 也就是利用 1个 page来存储对应的页表记录索引。

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所以 我们的虚拟地址寻找过程如下：

  1. 找到对应的页表记录索引位置，因为有1K个索引，所以用10位就可以表示了
  2. 通过索引可以找到对应的真正的页表地址，对应的有1K个页表记录，所以用10位就可以表示了
  3. 1个页有4K，通过12位就可以表示其页内偏移量了。

所以虚拟地址被分为了三部分：

  1. 10位 表示索引偏移
  2. 10位 表示页表记录偏移
  3. 12位 表示页内偏移

虽然这种方式增加了索引项，进而增加了内存消耗，但是减少了连续内存的使用，通过离散的内存就可以存储页表。

3.五级页表（64位系统）

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4.TLB和虚拟内存

  • TLB

TLB就是一个缓存，放在CPU中。用来将虚拟地址和对应的物理地址进行缓存。

当查询对应的物理地址的时候，首先查询TLB，如果TLB中存在对应的记录，就直接返回。如果不存在，就再去查询页表。

  • 虚拟内存

虚拟内存 指的是 将硬盘中划出一段 swap分区 当作 虚拟的内存，用来存放内存中暂时用不到的内存页，等到需要的时候再从 swap 分区中 将对应的内存页调入到 内存中。 硬盘此时相当于一个虚拟的内存。

从逻辑上能够运行更大内存的程序，因为程序运行的时候并不需要把所有数据都加载到内存中，只需要将当前运行必要的相关程序和数据加载到内存中就可以了，当需要其他数据和程序的时候，再将其调入。

相较于真正的内存加载，虚拟内存需要将数据在内存和磁盘中不断切换，这是一个耗时的操作，所以速度比不上真正的内存加载。

小结：

  1. 虚拟空间 和 物理内存 都分为 内核空间 和 用户空间。
  2. 虚拟地址需要通过页表转化为物理地址，然后才能访问。
  3. 用户虚拟空间 只能映射 物理内存中的用户内存，无法映射到物理内存中的内核内存，也就是说，用户进程只能操作用户内存。
  4. 内核空间 只能被 内核 申请使用，用户进程只能操作用户空间的物理内存和虚拟空间。
  5. 当用户进程 调用系统调用的时候，会将其对应的代码和数据运行在内核空间中。所以当调用 内核空间 读取文件或者网络数据的时候，首先会将数据拷贝到内存空间，然后在将数据从内核空间拷贝到用户空间。因为 用户进程不能访问内核空间。

5. struct page及其操作接口

  • ​

    ​atomic_t count​

     ​：这个页的引用数。当这个 count 掉到 0，这页被返回给空闲列表。
  • ​

    ​void *virtual​

     ​：如果这页被映射，它就代表该页在内核中的虚拟地址，否则设为NULL。低内存页一直被映射，高内存页常常不是. 这个成员不是在所有体系上出现; 它通常只在页的内核虚拟地址无法轻易计算时被编译. 如果你想查看这个成员, 正确的方法是使用 page_address 宏。
  • ​

    ​unsigned long flags​

     ​：一套描述页状态的位标志。这些包括 PG_locked（它指示该页在内存中已被加锁）以及 PG_reserved（它防止内存管理系统使用该页）。
  • ​

    ​struct page *virt_to_page(void *kaddr);​

     ​ 这个宏, 定义在 <asm/page.h>, 采用一个内核逻辑地址并返回它被关联的 struct page 指针。 因为它需要一个逻辑地址，它不使用来自vmalloc 的内存或者高内存。
  • ​

    ​struct page *pfn_to_page(int pfn);​

     ​ 为给定的页帧号返回 struct page 指针。在向pfn_to_page传递页帧号之前，一般使用 pfn_valid() 来检查一个页帧号的有效性。
  • ​

    ​void *page_address(struct page *page);​

     ​ 返回一个页的内核虚拟地址。对于高内存，仅当这个页已被映射才存在那个虚拟地址。这个函数在 <linux/mm.h> 中定义，但在大部分情况下, 建议使用 kmap来代替它。
  • ​

    ​kmap​

     ​ 为系统中的任何页返回一个内核虚拟地址。对于低内存页它只返回页的逻辑地址，对于高内存页 kmap 在内核地址空间的一个专用部分中创建一个特殊的映射。使用 kmap 创建的映射应当使用 kunmap 来释放。因为kmap 调用维护一个计数器，即同时调用kmap的映射是有数量限制的，因此最好不要在它们上停留太长时间。还要注意 kmap 在没有映射可用时可能会睡眠。其原型如下： 
#include <linux/highmem.h>
void *kmap(struct page *page);
void kunmap(struct page *page);
  • ​

    ​kmap_atomic​

     ​ 是 kmap 的一种高性能形式。每种体系结构都给原子的 kmap维护一些 专用的页表项， kmap_atomic 的调用者必须在type 参数中告知系统使用哪个专用的页表项。 对驱动有意义的唯一页表项类型是 KM_USER0 和 KM_USER1 (对于直接从来自用户空间的调用运行的代码)，以及 KM_IRQ0 和 KM_IRQ1(对于从中断处理中调用)。 注意：原子的 kmap 必须被原子地处理。调用程序不能在持有一个kmap时睡眠。其原型如下： 
#include <linux/highmem.h>
#include <asm/kmap_types.h>
void *kmap_atomic(struct page *page, enum km_type type);
void kunmap_atomic(void *addr, enum km_type type);
  • 【参考文章列表】：
  1. LDD3
  2. ​​Linux驱动mmap内存映射​​
  3. ​​Linux中内存管理详解​​
Linux 内存管理 内存映射 地址类型 虚拟地址
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