Linux虚存分析报告

1、Linux 虚 存 分 析 报 告方 存 好第一章 前 言2第二章 LINUX虚存管理概述31、Linux虚存管理的基本特点32、Linux虚存管理的主要实现技术3第三章 LINUX虚存管理数据结构51、32-bit虚拟地址52、Linux的多级页表结构53、页表项的格式64、动态地址映射75、用户进程的虚拟内存结构86、我们的工作10第四章 PROCESS的虚存管理数据结构的建立、维护、拆除及相关系统调用流程111、进程的载入、创建及内存管理数据结构和链结关系的建立112、数据结构及链结关系的拆除（sys_exit)133、缺页中断服务14第五章 主要函数分析16Memory.c16mmap.c22第六章 后记29第一章 前 言Linux是一个功能强大的操作系统，而内存管理则是操作系统的核心，它负责管理计算机系统的存储器。作为操作系统的核心，必须能够克服物理内存的局限，使用户进程在透明方式下，拥有比实际物理内存大得多的内存。其策略之一就是使用虚拟内存。Linux成功地实现了以虚拟内存为核心的内存管理策略，强大得分页机制，公平得交换方式，各类有效得高速缓存，以及以页保护为主得保护措施等

2、。内存管理的目的是要尽可能地方便用户。同时Linux系统通过对用户进程虚存的有效管理，作到了虚存对一般用户和Linux程序员的透明。本文首先阐述了Linux虚存管理以基本特点和主要实现技术，并分析了Linux虚存管理的主要数据结构及其相关关系。围绕它的建立、维护、使用和拆除，作了一个粗浅的剖析，因本人水平有限，有不当之处，请老师指正。同时应该指出的是本文所做的工作离不开同组的林涛、徐玫峰和范昭伟同学的帮助，谢谢他们。第二章 Linux虚存管理概述Linux的内存管理采用页式管理，使用多级页表，动态地址转换机构与主存、辅存共同实现虚拟内存：每个用户Process拥有4GB的虚拟地址空间，Process在运行过程中可以动态浮动和扩展，为用户提供了透明的、灵活有效的内存使用方式，下面简述Linux虚存管理以基本特点和主要实现技术：1、 Linux虚存管理的基本特点1. 更大的地址空间。虚拟内存可以是系统实际拥有的物理内存的若干倍。因而它使得操作系统看起来拥有比实际大得多的内存。2. 合理的物理内存分配。Linux通过共享和交换策略，使各个运行的进程能公平地共享内存。3. 保护。Linux存储

3、管理子系统为每一内存页设置了“上锁位”，在线性地址及每级页表页项上设置了“读/写”位，这样来确保某一个进程不受其他进程的干扰。即使某一个进程失败了，也不会影响到其他进程和操作系统本身。4. 共享虚拟内存Linux实现的虚拟内存允许两个进程之间互相共享内存，例如：共享的库。在这种情形之下，库代码仅存在于一个进程，而不需要为每一个应用都复制一份。2、 Linux虚存管理的主要实现技术1、 请求调页（demanding paging）与内存扩展用户Process创建时，并不是将它所需所有页都分配给相应物理页。开始时只装入页面中Process的第一个页面，其他页根据Process运行过程的请求从外存调入所需页面，当Process访问一个页表项P位为0的页中地址时，表示此页不在主存中，将产生缺页中断，系统调用 handle_mm_fault()处理访问异常，为之分配相应物理页后，它再调用s()函数，从外存中读入该页面。Linux是一种请求式分页存贮管理，这才使之可以运行大于主存空间的Process。2、 页换出策略内存中页面不足时，Linux使用页面AGE技术实现了页淘汰策略的最近最少使用（LR

4、U）算法：即每次换出时，总是选择最老的页换出，对易于从其他设备上获取的非脏（not dirty）页面。Linux采用丢弃（discarding）技术，如果发生过写操作，则将该页写入系统的S中，这样就可以加快换入的速度。3、 内存共享Linux将内存划分为4K大小的页面，为内存共享提供了基础：(1)不同进程间页面共享时，可令共享该页的Process 的页表项（pte）均指向该页。(2)对kernel代码和数据段的共享，通过Process创建时fork() 函数将kernel代码和数据段映射到用户虚存的3GB4GB的空间中去，所以每个Process都可以通过一定方式共享kernel的代码和数据段。4、 内存保护采用了“Hole”技术、虚存段的保护、地址转换机构、页表存取控制位（R/W位）等技术实现了内存保护。“Hole”技术 物理内存前4K是一空页（empty_zero_page），用来捕获NULL指针的异常访问。在Process每个虚存段后，都有一个“4K”的“Hole”，用来捕获虚存段的越界访问。虚存段保护方式 主存中虚存段的全部或部分可以设为保护方式，防止非法访问。页表项存取控制位（

5、R/W位） 页表项以“R/W”位表示此页的存取权限“1”为可读写，“0”为不可读写，可用来防止越权访问。地址转换机构 分页存贮管理方法中，地址转换机构进行的页面映象实际上防止了各Process的主存块间互不干扰，起到Process 隔离的作用。5、 动态地址变换利用i386的地址变换机构Linux实现了动态地址变换，Process执行时访问到某一虚拟地址时才确定其对应的物理地址。这种方式为Process存贮块的动态和动态扩展提供了基础。第三章 Linux虚存管理数据结构1、32-bit虚拟地址在Linux 中，4GB的虚存需通过32-bit 地址进行寻址。（Linux 中虚拟地址与线形地址为同一概念）虚拟地址被分割成3 个子位段，其中2 个子位段包含10 位, 1 个子位段包含12 位，如图2.1所示：123图132位虚拟地址3个子位段分别表示不同含义：子位段1 指向被称作页目录(PGD)的一张表，子位段2 指向被称作页表(PTE)的一张表，子位段3 指向页内地址。2、Linux的多级页表结构标准的Linux的虚存页表为三级页表，依次为页目录(Page Directory-PGD)、中

6、间页目录(Page Middle Directory-PMD)、页表（Page Table)PTE）。如图2.2所示。图2 Linux的多级页表结构在i386机器上Linux的页表结构实际为两级，PGD和PMD页表是合二为一的。所有有关PMD的操作实际上是对PGD的操作。所以原代码中形如*-pgd-*()和*-pmd-*()的函数实现的功能也是一样的。页目录(PGD) 是一个大小为4K 的表，每一个process只有一个页目录，以4 字节为一个表项，分成1024 个表项(或称入口点)；该表项的值为所指页表的始地址。32位虚拟地址的第1 个子位段共10 位，其值的范围从0 到1023，对应于页目录的一个入口点。页目录（PTE）的每一个入口点的值为此表项所指的一页框（page frame），32位虚拟地址的第2 个子位段共10 位，其值的范围从0 到1023。页框（page frame）并不是物理页，它指是虚存的一个地址空间。3、页表项的格式Linux中页表每一个表项的格式，如图所示：图3 页表项格式其中，各位段的含义如下：P:存在位，表示该表项对地址的转换是否有效。i386 处理器在P=

7、0 时不解释表项中的任何位，此时这些位的含义完全由软件自行解释。P 位提供了至关重要的属性，以支持分页机制。如果P=1，则表示虚拟地址所对应的页框存在于物理内存中，访问该虚拟地址的程序可以正常运行；P=0，则表示虚拟地址所对应的页框不存在于物理内存中，访问该虚拟地址的程序将会引发页访问异常，产生缺页中断。使得Operating System 可以把缺少的页从磁盘上读入内存，并将读入页存入到表项中，然后将该页标志为存在，再使引起异常的程序继续执行。R/W:读写位，表示对该表项指向的页可以进行读、写或执行操作。R/W=1 则该页可写，可读，且可执行；R/W=0 则该页可读，可执行，但不可写。当处理器处于特权级02时，R/W位被忽略。如该表项位于页目录中，则作用于该表项映射的所有各页。U/S:用户/系统位。U/S=1 则该页可在任何处理器特权级下访问；U/S=0 则该页只能在处理器特权级02下被访问。如该表项位于页目录中，则作用于该表项映射的所有各页。D:已写标志位。在对该表项映射的页进行写访问之前，处理器对该位置1。如该表项是页目录中表项，处理器不修改D位。Address:页框物理地址的高

8、20位。系统将物理内存分割成4K大小的内存页框，Address实际上代表了页框的帧号。4、动态地址映射Linus虚存采用动态地址映射方式，即Process的地址空间和存储空间的对应关系是在程序的执行过程中实现的：Process每用到一个地址时， 都需虚存的地址转换机构把虚拟地址转化为内存的实际地址。其地址映射如下图所示：图4 32位虚拟地址转换图动态地址映射使Linux可以实现Process在主存中的动态重定位，虚存段的动态扩展和移动；也为虚存的实现提供了基础。5、用户进程的虚拟内存结构用户进程的虚拟内存结构如图所示：mm_struct每一个进程的task_struct中都有一个结构mm_struct，此结构包含了进程中与储存管理相关的大部分信息，其申明如下：struct mm_struct int count;/ 使用该mm结构的个数，如果是多处理机，则有可能count 1pgd_t * pgd; /* 进程页目录的起始地址，如上图所示 */unsigned long context;unsigned long start_code, end_code, start_data, en

9、d_data;/*start_code、end_code：进程代码段的起始地址和结束地址。start_data、end_data：进程数据段的起始地址和结束地址。*/unsigned long start_brk, brk, start_stack, start_mmap;unsigned long arg_start, arg_end, env_start, env_end;/* arg_start、arg_end：调用参数区的起始地址和结束地址。env_start、env_end：进程环境区的起始地址和结束地址。*/unsigned long rss, total_vm, locked_vm;/* rss：进程内容驻留在物理内存的页面总数。*/unsigned long def_flags;struct vm_area_struct * mmap; /* 以双向链表组成的vma模块的首指针。 */struct vm_area_struct * mmap_avl; /* 以avl树结构组成的虚拟空间的首指针。*/struct semaphore mmap_sem;用户进程虚存管理的数据结构如图5所示。用户共有4GB的虚存空间，实际可申请的虚存空间为03GB。3GB4GB的虚存空间在用户进程创建时，已由函数fork()将kernel的代码段和数据段映射到3GB4GB的虚存空间。因而所有进程的3GB4GB的虚存空间的映象都是相同的，从而以这种方式使所有进程共享kernel的代码段和数据段。

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