Linux在X86上的虚拟内存管理

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，本易做图如下限定：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的分页是易做图页表结构，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）将易做图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（