内核是怎样管理内存的.docVIP

内核是如何管理内存的？ 原文标题：How The Kernel Manages Your Memory 原文地址：/gustavo/blog/ [注：本人水平有限，只好挑一些国外高手的精彩文章翻译一下。一来自己复习，二来与大家分享。] 在仔细审视了进程的虚拟地址布局之后，让我们把目光转向内核以及其管理用户内存的机制。再次从gonzo图示开始： Linux进程在内核中是由task_struct的实例来表示的，即进程描述符。task_struct的mm字段指向内存描述符（memory descriptor），即mm_struct，一个程序的内存的执行期摘要。它存储了上图所示的内存段的起止位置，进程所使用的物理内存页的数量（rss表示Resident Set Size），虚拟内存空间的使用量，以及其他信息。我们还可以在内存描述符中找到用于管理程序内存的两个重要结构：虚拟内存区域集合（the set of virtual memory areas）及页表（page table）。Gonzo的内存区域如下图所示： 每一个虚拟内存区域（简称VMA）是一个连续的虚拟地址范围；这些区域不会交叠。一个vm_area_struct的实例完备的描述了一个内存区域，包括它的起止地址，决定访问权限和行为的标志位，还有vm_file字段，用于指出被映射的文件（如果有的话）。一个VMA如果没有映射到文件，则是匿名的（anonymous）。除memory mapping 段以外，上图中的每一个内存段（如：堆，栈）都对应于一个单独的VMA。这并不是强制要求，但在x86机器上经常如此。VMA并不关心它在哪一个段。 一个程序的VMA同时以两种形式存储在它的内存描述符中：一个是按起始虚拟地址排列的链表，保存在mmap字段；另一个是红黑树，根节点保存在mm_rb字段。红黑树使得内核可以快速的查找出给定虚拟地址所属的内存区域。当你读取文件/proc/pid_of_process/maps时，内核只须简单的遍历指定进程的VMA链表，并打印出每一项来即可。 在Windows中，EPROCESS块可以粗略的看成是task_struct和mm_struct的组合。VMA在Windows中的对应物时虚拟地址描述符（Virtual Address Descriptor），或简称VAD；它们保存在平衡树中（AVL tree）。你知道Windows和Linux最有趣的地方是什么吗？就是这些细小的不同点。 4GB虚拟地址空间被分割为许多页（page）。x86处理器在32位模式下所支持的页面大小为4KB，2MB和4MB。Linux和Windows都使用4KB大小的页面来映射用户部分的虚拟地址空间。第0-4095字节在第0页，第4096-8191字节在第1页，以此类推。VMA的大小必须是页面大小的整数倍。下图是以4KB分页的3GB用户空间： 处理器会依照页表（page table）来将虚拟地址转换到物理内存地址。每个进程都有属于自己的一套页表；一旦进程发生了切换，用户空间的页表也会随之切换。Linux在内存描述符的pgd字段保存了一个指向进程页表的指针。每一个虚拟内存页在页表中都有一个与之对应的页表项（page table entry），简称PTE。它在普通的x86分页机制下，是一个简单的4字节记录，如下图所示： Linux有一些函数可以用于读取或设置PTE中的每一个标志。P位告诉处理器虚拟页面是否存在于（present）物理内存中。如果是0，访问这个页将触发页故障（page fault）。记住，当这个位是0时，内核可以根据喜好，随意的使用其余的字段。R/W标志表示读/写；如果是0，页面就是只读的。U/S标志表示用户/管理员；如果是0，则这个页面只能被内核访问。这些标志用于实现只读内存和保护内核空间。 D位和A位表示数据脏（dirty）和访问过（accessed）。脏表示页面被执行过写操作，访问过表示页面被读或被写过。这两个标志都是粘滞的：处理器只会将它们置位，之后必须由内核来清除。最后，PTE还保存了对应该页的起始物理内存地址，对齐于4KB边界。PTE中的其他字段我们改日再谈，比如物理地址扩展（Physical Address Extension）。 虚拟页面是内存保护的最小单元，因为页内的所有字节都共享U/S和R/W标志。然而，同样的物理内存可以被映射到不同的页面，甚至可以拥有不同的保护标志。值得注意的是，在PTE中没有对执行许可（execute permission）的设定。这就是为什么经典的x86分页可以执行位于sta