《Linux操作系統(tǒng)原理與應(yīng)用》課件-第5章

第5章 存儲管理5.1存儲管理概述5.2存儲管理方案5.3虛擬存儲管理5.4Linux的存儲管理

5.1 存儲管理概述

5.1.1 內(nèi)存的分配與回收內(nèi)存分配是為進(jìn)入系統(tǒng)準(zhǔn)備運(yùn)行的進(jìn)程分配內(nèi)存空間，內(nèi)存回收是當(dāng)進(jìn)程運(yùn)行結(jié)束后回收其所占用的內(nèi)存空間。

存儲分配方案主要包括以下要素：

（1）存儲空間的描述結(jié)構(gòu)：系統(tǒng)需采用某種數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)來登記當(dāng)前內(nèi)存使用情況以及空閑區(qū)的分布情況，供存儲分配時使用。

（2）存儲分配的策略：系統(tǒng)需確定內(nèi)存分配和回收的算法。

5.1.2 存儲地址的變換

程序代碼中使用的地址是邏輯地址。而當(dāng)程序進(jìn)入內(nèi)存后，必須把程序中的邏輯地址轉(zhuǎn)換為程序所在的實(shí)際內(nèi)存地址。這一轉(zhuǎn)換過程稱為存儲地址的變換，或稱為地址映射。存儲地址的變換是由內(nèi)存管理模塊與硬件的地址變換機(jī)構(gòu)共同完成的。

1. 地址的概念

1）符號地址

在用高級語言編寫的源程序中，編程者使用符號名來表示操作對象或控制轉(zhuǎn)移的地址。

例5.1以下是一個C源程序的片段，其中包含了幾個符號地址。

2）邏輯地址

編譯程序?qū)⒃创a中的語句逐條翻譯為機(jī)器指令，為每個變量分配存儲單元，并用存儲單元的地址替換變量名。編譯生成的指令和數(shù)據(jù)順序存放在一起，從0開始編排地址，形成目標(biāo)代碼。目標(biāo)代碼所占有的地址范圍稱為邏輯地址空間，范圍是0~n-1，n為目標(biāo)代碼的長度。邏輯地址空間中的地址稱為邏輯地址，或相對地址。指令中引用的操作數(shù)地址或跳轉(zhuǎn)地址都是邏輯地址。

例5.2對例5.1的源程序進(jìn)行編譯，生成的目標(biāo)代碼的反匯編結(jié)果如下：

3）物理地址

物理內(nèi)存由一系列的內(nèi)存單元組成，這些存儲單元從0開始按字節(jié)編址，稱為內(nèi)存地址。當(dāng)目標(biāo)程序加載到內(nèi)存中時，它所占據(jù)的實(shí)際內(nèi)存空間就是它的物理存儲空間，物理空間中的地址稱為物理地址，或稱為絕對地址、實(shí)際地址。

序加載時所獲得的實(shí)際地址空間取決于系統(tǒng)當(dāng)時的運(yùn)行狀態(tài)，因而是不確定的。假設(shè)程序分配到一段連續(xù)的內(nèi)存空間，此空間的起始地址就是它的基址，則程序中所有的邏輯地址加上此基址得到的就是物理地址。圖5-1是有關(guān)內(nèi)存地址的示意圖。圖5-1內(nèi)存地址的概念

2. 地址變換

用戶編程時使用的是邏輯地址，而CPU執(zhí)行指令時使用的是物理地址，因此必須在指令執(zhí)行前進(jìn)行地址變換，將指令中的邏輯地址轉(zhuǎn)換為CPU可直接尋址的物理地址，這樣才能保證CPU訪問到正確的存儲單元。

例5.3對例5.2的目標(biāo)代碼進(jìn)行地址變換。

地址變換的方式有兩種：

（1）靜態(tài)地址變換：程序在裝入內(nèi)存前一次性完成地址轉(zhuǎn)換。裝入內(nèi)存后的程序代碼中全部是物理地址，如例5.3所示，因而可以直接執(zhí)行。

（2）動態(tài)地址變換：程序在裝入內(nèi)存時不進(jìn)行地址變換，而是保持指令中的邏輯地址不變。在程序執(zhí)行過程中，每執(zhí)行一條指令時，如果指令中用到了邏輯地址，硬件地址變換機(jī)構(gòu)就會自動進(jìn)行地址轉(zhuǎn)換，將其變換為實(shí)際地址。

5.1.3 內(nèi)存的保護(hù)

內(nèi)存保護(hù)的含義是要確保每個進(jìn)程都在自己的地址空間中運(yùn)行，互不干擾，尤其是不允許用戶進(jìn)程訪問操作系統(tǒng)的存儲區(qū)域。對于允許多個進(jìn)程共享的內(nèi)存區(qū)域，每個進(jìn)程也只能按自己的權(quán)限（只讀、讀寫或執(zhí)行）進(jìn)行訪問，不允許超越權(quán)限進(jìn)行訪問。

常用的存儲保護(hù)措施有：

（1）界限保護(hù)：在CPU中設(shè)置界限寄存器，限制進(jìn)程的活動空間。

（2）保護(hù)鍵：為共享內(nèi)存區(qū)設(shè)置一個讀寫保護(hù)鍵，在CPU中設(shè)置保護(hù)鍵開關(guān)，表示進(jìn)程的讀寫權(quán)限。

（3）保護(hù)模式：將CPU的工作模式分為用戶態(tài)與核心態(tài)。

5.1.4 內(nèi)存的擴(kuò)充

盡管內(nèi)存容量不斷提高，但相比應(yīng)用規(guī)模的增長來說，內(nèi)存總是不夠的。

早期系統(tǒng)的內(nèi)存擴(kuò)充主要采用覆蓋（overlay）技術(shù)，方法是將程序劃分為幾個模塊，主要模塊常駐內(nèi)存，其余模塊駐留在外存，通過交替覆蓋來共享一個或幾個存儲空間。這種覆蓋是由用戶（即編程者）有意識地進(jìn)行的。

現(xiàn)代系統(tǒng)采用虛擬存儲（virtualmemory）技術(shù)來擴(kuò)充內(nèi)存。

5.2 存儲管理方案

5.2.1 段式存儲管理按模塊化程序設(shè)計準(zhǔn)則，一個應(yīng)用程序通常劃分為一個主模塊、若干個子模塊和數(shù)據(jù)模塊等。劃分模塊的好處是可以分別編寫和編譯源程序，并且可以實(shí)現(xiàn)代碼共享、動態(tài)鏈接等編程技術(shù)。段式存儲分配就是為了適應(yīng)這種程序結(jié)構(gòu)而設(shè)計的存儲管理方案。

1. 段的概念

在段式存儲系統(tǒng)中，程序的地址空間由若干個大小不等的段組成。段（segment）是邏輯上完整的信息單位，由編程者劃分。劃分段的依據(jù)是信息的邏輯完整性以及共享和保護(hù)等需要。

分段程序中的各段從0開始編號，稱為段號。段內(nèi)從0開始編址，稱為段內(nèi)地址。因此，分段程序的邏輯地址空間是一個二維空間，其邏輯地址由段號和段內(nèi)位移兩部分組成。

2. 段式分配思想

段式分配策略是以段為單位分配內(nèi)存，每個段分配一個連續(xù)的分區(qū)。段與段間可以不相鄰接，用段表描述進(jìn)程的各段在內(nèi)存中的存儲位置。段表中包括了段長和段起始地址等信息。圖5-2描述了段式存儲的分配方式和段表的結(jié)構(gòu)。圖5-2段式分配示意圖

3. 段的分配與釋放

段式分配的方法是：系統(tǒng)用表格記錄已分配分區(qū)和空閑分區(qū)的分布和使用情況。

4. 段式地址變換

段式系統(tǒng)通過段表進(jìn)行動態(tài)地址變換。

當(dāng)CPU執(zhí)行到一條訪問內(nèi)存的指令時，指令中的邏輯地址被裝入邏輯地址寄存器，分段機(jī)構(gòu)硬件會自動地進(jìn)行地址轉(zhuǎn)換，形成實(shí)際的內(nèi)存地址。地址轉(zhuǎn)換的過程是：通過段表寄存器找到段表，以邏輯地址中的段號為索引去檢索段表，得到該段在內(nèi)存的起始地址，將其與邏輯地址中的段內(nèi)位移相加就得到了實(shí)際內(nèi)存地址。圖5-3描述了這一地址變換過程。圖5-3段式地址變換過程

5. 段式存儲的共享、保護(hù)與擴(kuò)充

段式存儲就是以段為單位的存儲共享。段的共享就是內(nèi)存中只保留該段的一個副本，供多個進(jìn)程使用。當(dāng)進(jìn)程需要共享內(nèi)存中的某段程序或數(shù)據(jù)時，只要在進(jìn)程的段表中填入共享段的信息，并設(shè)置適當(dāng)?shù)淖x寫控制權(quán)，就可以訪問該段了。

段式存儲的保護(hù)方式主要是界限保護(hù)。

段式存儲空間的擴(kuò)充采用段式虛擬存儲器技術(shù)，其原理是讓那些暫時用不到的段駐留在外存中，并在段表中做標(biāo)記。

6. 段式存儲管理的特點(diǎn)與問題

段式管理的特點(diǎn)是便于程序模塊化處理，可以充分實(shí)現(xiàn)分段共享和保護(hù)。但由于段需要連續(xù)存儲，因此可能出現(xiàn)“碎片”（fragment）問題。內(nèi)存碎片是指分布在內(nèi)存中的不相鄰的小塊空閑區(qū)域。隨著進(jìn)程不斷地進(jìn)入和退出系統(tǒng)，存儲管理不斷地分配和回收空閑空間，一段時間后，內(nèi)存中的空閑空間就會變得支離破碎。這些碎片總和可能足夠大，但因?yàn)閱蝹€尺寸容不下一個段，不能被利用，因而降低了存儲空間的利用率。

5.2.2 頁式存儲管理

1. 分頁的概念

將進(jìn)程的邏輯地址空間分成若干大小相等的片段，稱為頁面（page），用0，1，2，…序號表示；同時，把內(nèi)存空間也按同樣大小分為若干區(qū)域，稱為頁幀（pageframe），也用0，1，2，…序號表示。

經(jīng)過分頁后，進(jìn)程使用的邏輯地址可看成由兩部分組成，即頁號和頁內(nèi)位移。x86體系結(jié)構(gòu)的邏輯地址為32位，x64體系結(jié)構(gòu)的邏輯地址為48位。若頁面大小為4?KB，則邏輯地址的低12位為頁內(nèi)位移，余下的高位為頁號，如圖5-4所示。圖5-4頁式存儲的邏輯地址結(jié)構(gòu)

應(yīng)當(dāng)注意分頁與分段概念的不同。兩者的區(qū)別在于：段是信息的邏輯單位，長度不固定，由用戶進(jìn)行劃分；頁是信息的物理單位，長度固定，由系統(tǒng)進(jìn)行劃分，用戶不可見。另外，頁式的地址空間是一維的，段式的地址空間是二維的。

2. 頁式分配思想

頁式分配的思想是以頁為單位為進(jìn)程分配內(nèi)存，每個頁幀裝一頁。一個進(jìn)程的邏輯地址空間的各個頁面可分散存放在不相鄰的頁幀中，用頁表記錄頁號與頁幀號之間的映射關(guān)系。圖5-5描述了這種分配方式和頁表結(jié)構(gòu)。圖5-5頁式分配示意圖

3. 頁面的分配與釋放

系統(tǒng)設(shè)有一個內(nèi)存分配表，記錄系統(tǒng)內(nèi)所有頁幀的分配和使用狀況。內(nèi)存分配表可采用位圖的方式或空閑鏈表方式表示。位圖是用一系列的二進(jìn)制位來描述各個頁幀的狀態(tài)，每個位對應(yīng)一個頁幀，0表示空閑，1表示占用?？臻e鏈表是用拉鏈的方式來組織空閑頁幀。系統(tǒng)根據(jù)內(nèi)存分配表進(jìn)行存儲分配和釋放，每次分配和釋放操作后都要相應(yīng)地修改此表。

4. 頁式地址變換

頁式系統(tǒng)通過頁表進(jìn)行動態(tài)地址變換。

當(dāng)CPU執(zhí)行到一條訪問內(nèi)存的指令時，指令中的邏輯地址被裝入邏輯地址寄存器，分頁地址變換機(jī)構(gòu)會自動地進(jìn)行地址轉(zhuǎn)換，形成實(shí)際的內(nèi)存地址。地址轉(zhuǎn)換的過程是：將邏輯地址按位分成頁號和頁內(nèi)位移兩部分，再以頁號為索引去檢索頁表，得到該頁號對應(yīng)的頁幀號。將頁內(nèi)位移與頁幀號拼接即得到實(shí)際內(nèi)存地址。圖5-6描述了這一地址變換過程。圖5-6頁式地址變換過程

5. 頁式存儲的保護(hù)與擴(kuò)充

頁式存儲的地址保護(hù)措施是對訪問地址的頁號進(jìn)行控制。在地址變換前，硬件將頁號與頁表長度進(jìn)行比較，如果沒有超出頁表長度，則進(jìn)行轉(zhuǎn)換，否則產(chǎn)生地址越界中斷信號。對共享頁面的操作是通過訪問權(quán)限來限制的。方法是在頁表中增加一個讀寫權(quán)限字段，只有當(dāng)對該頁的訪問操作與此權(quán)限的設(shè)置相匹配時方可訪問，否則產(chǎn)生讀寫保護(hù)中斷。

6. 頁式存儲管理的特點(diǎn)

頁式存儲管理是目前大部分系統(tǒng)所采用的內(nèi)存管理方案。頁式管理的優(yōu)點(diǎn)是解決了內(nèi)存碎片問題，有效地利用了內(nèi)存，使存儲空間的利用率大大地提高。不過頁式管理也有“頁內(nèi)碎片”問題，即進(jìn)程地址空間的最后一頁不一定正好放滿，空余的部分成為了碎片。不過頁內(nèi)碎片平均為每個進(jìn)程半頁，約2?KB，這個數(shù)目是可以接受的。

5.3 虛擬存儲管理

5.3.1 虛擬存儲技術(shù)1. 程序的局部性原理實(shí)驗(yàn)證明，在進(jìn)程的執(zhí)行過程中，CPU不是隨機(jī)地訪問整個程序或數(shù)據(jù)范圍，而是在一個時間段中只集中地訪問程序或數(shù)據(jù)的某一部分。進(jìn)程的這種訪問特性稱為局部性（locality）原理。局部性原理表明，在進(jìn)程運(yùn)行的每個較短的時間段中，進(jìn)程的地址空間中只有部分空間是活動的，即被CPU訪問的，其余的空間則處于不活動的狀態(tài)。

2. 虛擬存儲器原理

虛擬存儲器的原理是用外存模擬內(nèi)存，實(shí)現(xiàn)內(nèi)存空間的擴(kuò)充。做法是：在外存開辟一個存儲空間，稱為交換區(qū)。進(jìn)程啟動時，只有部分程序代碼進(jìn)入內(nèi)存，其余駐留在外存交換區(qū)中，在需要時調(diào)入內(nèi)存。內(nèi)存與交換區(qū)之間的換入換出操作由系統(tǒng)自動地進(jìn)行，應(yīng)用程序并不察覺。此時應(yīng)用程序所使用的邏輯地址空間是一個虛擬空間，其大小不受物理內(nèi)存的限制。這不僅大大方便了程序的編制，也提升了內(nèi)存的利用率。

3. 虛擬存儲器的實(shí)現(xiàn)技術(shù)

實(shí)現(xiàn)虛擬存儲器的技術(shù)要點(diǎn)是在原有的段式存儲或頁式存儲的基礎(chǔ)上增加交換功能。段式存儲加上段交換可以實(shí)現(xiàn)段式虛存。但由于段的不規(guī)則性，段交換實(shí)現(xiàn)起來比較麻煩，性能也難以保證。所以目前普遍采用的都是頁式虛存，即頁式存儲加頁面交換。

5.3.2 頁式虛擬存儲器原理

頁式虛擬存儲器的思想就是在頁式存儲管理的基礎(chǔ)上加入以頁為單位的內(nèi)外存空間的交換來實(shí)現(xiàn)存儲空間擴(kuò)充功能。這種存儲管理方案稱為請求頁式存儲。

1. 請求頁式存儲管理

圖5-7所示是一種典型的請求頁式的頁表結(jié)構(gòu)。圖5-7請求頁式頁表

2. 地址變換過程

請求頁式的地址變換過程增加了對缺頁故障的檢測。當(dāng)要訪問的頁面對應(yīng)的頁表項(xiàng)的狀態(tài)位為N時，硬件地址變換機(jī)構(gòu)會立即產(chǎn)生一個缺頁中斷信號。CPU響應(yīng)此中斷后，暫停當(dāng)前進(jìn)程的運(yùn)行，轉(zhuǎn)去執(zhí)行中斷處理程序。缺頁中斷的處理程序負(fù)責(zé)將缺頁調(diào)入內(nèi)存，并相應(yīng)地修改進(jìn)程的頁表。待原進(jìn)程再次運(yùn)行時即可使用該頁。圖5-8示意了這個過程。圖5-8請求頁式地址變換過程舉例

3. 缺頁中斷的處理

發(fā)生缺頁中斷后，CPU暫停原進(jìn)程的運(yùn)行，轉(zhuǎn)去執(zhí)行缺頁中斷的處理程序，它的任務(wù)是將進(jìn)程請求的頁面調(diào)入內(nèi)存。圖5-9描述了缺頁中斷的處理過程。圖5-9缺頁中斷處理流程

4. 頁面淘汰算法

在缺頁中斷處理中，頁面淘汰算法對系統(tǒng)的性能影響至關(guān)重要。如果淘汰算法選擇不當(dāng)，系統(tǒng)可能會產(chǎn)生“抖動”（thrashing）現(xiàn)象，即剛調(diào)出的頁很快又被訪問到，馬上又被調(diào)入。抖動的系統(tǒng)處于頻繁的頁交換狀態(tài)，CPU的大量時間都花在處理缺頁中斷上，故系統(tǒng)效率大幅度降低。

常用頁面淘汰算法有以下3種：

1）先進(jìn)先出法（First-In，F(xiàn)irst-Out，F(xiàn)IFO）

FIFO算法的思想是優(yōu)先淘汰最先進(jìn)入內(nèi)存的頁面，即在內(nèi)存中駐留時間最久的頁面。

2）最近最少使用法（LeastRecentlyUsed，LRU）

LRU算法不是簡單地以頁面進(jìn)入內(nèi)存的先后順序?yàn)橐罁?jù)，而是根據(jù)頁面調(diào)入內(nèi)存后的使用情況進(jìn)行決策。

3）最少使用頻率法（LeastFrequentlyUsed，LFU）

LFU算法是LRU的一個近似算法。它選擇淘汰最近時期使用頻率最少的頁面。

總的來說，請求頁式存儲管理實(shí)現(xiàn)了虛擬存儲器，因而可以容納更大或更多的進(jìn)程，提高了系統(tǒng)的整體性能。但是，空間性能的提升是以犧牲時間性能為代價的，過度擴(kuò)展有可能產(chǎn)生抖動，應(yīng)權(quán)衡考慮。一般來說，外存交換空間為實(shí)際內(nèi)存空間的1~2倍比較合適。

5.4 Linux的存儲管理

Linux的存儲管理功能是由內(nèi)核的內(nèi)存管理模塊（mm）實(shí)現(xiàn)的。它的主要功能包括維護(hù)進(jìn)程的地址空間、管理和分配物理內(nèi)存空間、實(shí)現(xiàn)虛擬內(nèi)存的頁面交換功能。

5.4.1 Linux的內(nèi)存訪問機(jī)制

1. x86/x64內(nèi)存尋址模式

x86/x64的地址分為3種，即虛擬地址、線性地址和物理地址。虛擬地址就是程序中使用的邏輯地址。由于是段式存儲模式，所以虛擬地址是二維的，用段基址和段內(nèi)位移表示。線性地址是虛擬地址經(jīng)過段式變換后得到的一維地址。物理地址是線性地址經(jīng)過頁式變換得到的實(shí)際內(nèi)存地址。

2. 段式地址變換

1）x86/x64的分段機(jī)構(gòu)

在x86/x64系統(tǒng)中，進(jìn)程的虛擬地址空間被按類劃分為若干個段，每個段由一個段描述符來描述。段描述符中記錄了該段的基址、長度和訪問權(quán)限等信息。多個段描述符連續(xù)存放就形成了段描述符表，在段式映射中起到段表的作用。由系統(tǒng)中所有段描述符構(gòu)成的表稱為全局描述符表GDT，進(jìn)程也可以在GDT之上構(gòu)建私有的局部描述符表LDT。

2）x86/x64的段式變換

段式地址變換就是將指令中的虛擬地址映射為線性地址，方法是將段基址與段內(nèi)位移相加。段式變換的過程是：根據(jù)指令類型確定其所在的段，再通過對應(yīng)的段寄存器中的值檢索段描述符表，獲得該段的段描述符；用虛擬地址作為段內(nèi)位移，對照段描述符進(jìn)行界限和權(quán)限檢查；檢查通過后，將段內(nèi)位移值與段描述符中的段基址相加，形成線性地址。

3）Linux系統(tǒng)的分段機(jī)制

Linux系統(tǒng)采用的是頁式存儲模式，并不需要段式變換。頁式存儲適合于大多數(shù)硬件平臺，但在x86/x64平臺上卻不行。為了繞過x86/x64的分段機(jī)制，Linux采用了共享0基址段的方式，使得段式變換實(shí)際上不起作用。

3. 頁式地址變換

頁式地址變換就是將線性地址變換為物理地址。這是通過頁表映射完成的。

1）物理地址與線性地址

物理地址按位劃分為兩個部分，即頁幀號和頁內(nèi)位移。

2）頁表項(xiàng)的結(jié)構(gòu)

進(jìn)程映像的每個頁面都對應(yīng)一個頁表項(xiàng)（pagetableentry）。x86的頁表項(xiàng)長度為32位，x64的頁表項(xiàng)長度為64位。

圖5-10描述了頁表項(xiàng)的結(jié)構(gòu)。圖5-10?x86/x64頁表項(xiàng)結(jié)構(gòu)

3）頁表的結(jié)構(gòu)

x86的32位線性地址可尋址的內(nèi)存空間是4?GB，也就是1?M個頁面。x64的48位線性地址可尋址的內(nèi)存空間是256?TB，頁面多達(dá)64?G個。

多級分頁的思想是：將所有頁表項(xiàng)組織成多個頁表，每個頁表大小為一頁，存放在一個頁幀中。在頁表之上再增加一個頁目錄表，大小也是占一個頁幀。頁目錄表的表項(xiàng)結(jié)構(gòu)與頁表項(xiàng)基本相同，只不過其中的頁幀號是下級頁表的頁幀號。

4）二級分頁地址變換

x86的分頁機(jī)構(gòu)采用的是二級頁表結(jié)構(gòu)。頁表項(xiàng)占4字節(jié)，頁目錄表和頁表的長度都是1?K項(xiàng)，可映射1?M個頁面。x86的32位線性地址被劃分為三個部分：高10位為頁目錄號，中間10位為頁表號，低12位為頁內(nèi)位移。頁目錄號和頁表號與二級頁表相對應(yīng)，在地址變換時用作定位表項(xiàng)的索引。圖5-11描述了x86架構(gòu)的二級分頁地址變換機(jī)制。圖5-11?x86的二級分頁地址變換示意圖

5）四級分頁地址變換

x64的分頁機(jī)構(gòu)采用的是四級分頁結(jié)構(gòu)。頁表項(xiàng)占8字節(jié)，所以頁表和頁目錄表的長度都是512項(xiàng)?？梢运愠?，四級頁表最多可映射64?G個頁面，也就是256?TB的內(nèi)存空間。x64的48位線性地址分為5個部分。低12位為頁內(nèi)位移，高36位分為4段，分別作為3級頁目錄表和頁表的索引。每個索引段占9位，尋址范圍是512。

圖5-12描述了Linux的四級分頁地址變換機(jī)制。圖5-12?Linux四級分頁地址變換示意圖

Linux的四級分頁是一種通用分頁模型，而不同類型的硬件架構(gòu)采用的分頁機(jī)制是不同的，可能是二級、三級或四級。為了兼容不同的硬件平臺，Linux采用了一種簡單的結(jié)構(gòu)映射策略，將四級分頁結(jié)構(gòu)映射為硬件支持的分頁結(jié)構(gòu)。

5.4.2 進(jìn)程地址空間的管理

1. 進(jìn)程的地址空間

進(jìn)程的地址空間是進(jìn)程可以使用的全部線性地址的集合，也稱為線性地址空間或虛擬地址空間。進(jìn)程地址空間是進(jìn)程看待內(nèi)存空間的一個抽象視圖，它屏蔽了物理存儲器的實(shí)際大小和分布細(xì)節(jié)，使進(jìn)程得以在一個看似連續(xù)且足夠大的存儲空間中布局進(jìn)程的映像。

為便于管理，進(jìn)程的地址空間被分為兩個部分：供內(nèi)核使用的空間稱為內(nèi)核空間，供用戶進(jìn)程使用的空間稱為用戶空間。內(nèi)核映像和內(nèi)核棧都位于內(nèi)核空間，而用戶進(jìn)程的映像和棧則存放在用戶空間。

2. 地址空間的結(jié)構(gòu)

1） 映像文件

進(jìn)程的原始映像以映像文件的形式駐留在硬盤存儲空間，映像文件就是二進(jìn)制的可執(zhí)行文件。Linux的可執(zhí)行文件為ELF格式，整個文件由若干個片段（section）組成，主要的片段是代碼段、數(shù)據(jù)段和BSS段等。

文件中的映像只是靜態(tài)的代碼數(shù)據(jù)，不具備運(yùn)行時的格局，也無法直接進(jìn)入內(nèi)存運(yùn)行。文件映像需要借助地址空間所構(gòu)建的映像布局才能加載進(jìn)內(nèi)存，被進(jìn)程使用。

2）虛存區(qū)

進(jìn)程準(zhǔn)備運(yùn)行時，內(nèi)核將為其建立地址空間，并將映像鏈入地址空間中。3?GB或128?TB是用戶空間的上限，實(shí)際的進(jìn)程映像只會占用其中的部分地址。為方便空間管理和訪問控制，進(jìn)程映像的每個片段占用地址空間中的一個連續(xù)區(qū)間，大小為頁的整數(shù)倍。這些被映像占用的地址區(qū)間稱為虛存區(qū)（VirtualMemoryArea，VMA）。

根據(jù)映像類型的不同，虛存區(qū)主要分為以下幾種：

代碼區(qū)（text）：用于容納程序代碼，對應(yīng)映像文件中的代碼段；

數(shù)據(jù)區(qū)（data）：用于容納已初始化的全局變量，對應(yīng)映像文件中的數(shù)據(jù)段；

BSS區(qū)（bss）：用于容納未初始化的全局變量，對應(yīng)映像文件中的BSS段；

堆（heap）：用于動態(tài)存儲分配的區(qū)；

棧（stack）：用于容納局部變量、函數(shù)參數(shù)、返回地址和返回值等動態(tài)數(shù)據(jù)。

3）進(jìn)程的可用地址空間

用虛存區(qū)的概念來講，一個進(jìn)程實(shí)際使用的線性地址空間是由分布在整個地址空間中的多個虛存區(qū)組成的。用pmap命令可以查看一個進(jìn)程所擁有的所有虛存區(qū)。圖5-13是根據(jù)pmap命令的輸出結(jié)果繪制的一個32位小進(jìn)程的地址空間。為簡化示例，這個程序采用了靜態(tài)庫編譯，因此結(jié)構(gòu)構(gòu)成非常簡單。一般的程序默認(rèn)采用動態(tài)庫編譯，結(jié)構(gòu)要復(fù)雜些。圖5-13Linux進(jìn)程地址空間的結(jié)構(gòu)示意圖

3. 地址空間的映射

如前所述，由虛存區(qū)構(gòu)成的地址空間是個虛擬空間的概念，是進(jìn)程可用的地址編號的范圍，并不存在實(shí)際的存儲單元。進(jìn)程映像只是被分配使用這些虛擬地址，而不是存儲在其中。進(jìn)程映像只能存放在物理存儲空間中，如磁盤或物理內(nèi)存。

作為聯(lián)系紐帶，進(jìn)程地址空間上需要建立兩方面的映射：一是虛存地址空間到文件空間的映射，稱為文件映射；二是虛存地址空間到內(nèi)存空間的映射，稱為頁表映射。文件映射將映像從文件中映射進(jìn)虛存區(qū)，頁表映射則將映像從虛存區(qū)映射到內(nèi)存。此外，頁式虛存需要在內(nèi)存與交換區(qū)之間交換頁面，因此還需要建立內(nèi)存空間到交換空間的映射，稱為交換映射。圖5-14描述了各個地址空間之間的映射方式。圖5-14進(jìn)程地址空間的映射關(guān)系示意圖

1）文件映射

進(jìn)程創(chuàng)建時需要用映像文件中相應(yīng)部分的內(nèi)容構(gòu)建虛存區(qū)。當(dāng)然映像不是被調(diào)入虛存區(qū)，而是在映像文件與虛存區(qū)之間建立地址映射。建立映射后，進(jìn)程采用內(nèi)存訪問方式，通過虛存地址來訪問文件，而不是用I/O方式讀寫文件。文件映射包括普通文件映射和匿名文件映射兩種，簡稱為文件映射（file-backedmapping）和匿名映射（anonymousmapping）。

（1）文件映射：文件映射就是將虛存區(qū)的地址映射到映像文件空間的一段地址上，當(dāng)進(jìn)程訪問虛存區(qū)的地址時實(shí)際就是在訪問該段文件的內(nèi)容了。

（2）匿名映射：這是一種特殊的文件映射。匿名映射的虛存區(qū)沒有對應(yīng)任何實(shí)際的映像文件，而是隱含地映射到內(nèi)核中一個抽象的“零頁”文件。

2）頁表映射

進(jìn)入了物理內(nèi)存的映像是通過頁表來映射的。頁表映射是在虛存區(qū)的線性地址到物理內(nèi)存地址間建立的映射關(guān)系。建立了頁表映射的地址空間部分是進(jìn)程實(shí)際占有的、可直接訪問的內(nèi)存空間。進(jìn)程開始執(zhí)行時，只有很少一部分映像被裝入內(nèi)存，其余部分則是在被訪問到時才調(diào)入內(nèi)存。因此，頁表映射會隨著進(jìn)程的執(zhí)行而改變。

3）交換映射

用戶進(jìn)程的映像進(jìn)入內(nèi)存后也并非始終駐留于內(nèi)存中。頁式虛存的頁面交換操作可能會在內(nèi)存緊張時將其換出到硬盤的交換空間中，當(dāng)被訪問時再交換回內(nèi)存。交換映射是在內(nèi)存地址與交換空間地址之間的映射，映射關(guān)系由內(nèi)核確定，與用戶進(jìn)程無關(guān)。

4. 進(jìn)程地址空間的管理

管理進(jìn)程地址空間的主要數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)是mm_struct結(jié)構(gòu)和vm_area_struct結(jié)構(gòu)，前者描述的是地址空間整體，后者描述虛存區(qū)。內(nèi)核通過這些結(jié)構(gòu)來實(shí)施對進(jìn)程地址空間的管理。

1）虛存區(qū)的描述

虛存區(qū)的描述符是vm_area_struct結(jié)構(gòu)，該結(jié)構(gòu)中包含了虛存區(qū)的相關(guān)數(shù)據(jù)，如區(qū)的起止地址vm_start和vm_end、訪問權(quán)限vm_page_prot、標(biāo)志vm_flags、映射的文件vm_file、文件中位置偏移量vm_pgoff等。

虛存區(qū)的描述結(jié)構(gòu)如圖5-15所示。圖5-15虛存區(qū)對象的描述

2）地址空間的描述

進(jìn)程的地址空間采用mm_struct結(jié)構(gòu)來描述。mm_struct結(jié)構(gòu)也稱為內(nèi)存描述符，其中包含了與進(jìn)程地址空間有關(guān)的全部信息，如進(jìn)程的頁全局目錄指針pgd、vma鏈表的指針mmap、vma樹的指針mm_rb等。內(nèi)存描述符是進(jìn)程與內(nèi)存的接口，它連接在進(jìn)程描述符task_struct中的mm指針上，通過它進(jìn)程即可訪問自己的地址空間。這些數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)的關(guān)系如圖5-16所示。圖5-16進(jìn)程地址空間的描述

3）地址空間的建立與釋放

進(jìn)程最初的地址空間是從父進(jìn)程那里繼承而來的。父進(jìn)程用fork()系統(tǒng)調(diào)用創(chuàng)建子進(jìn)程時，也將自己的地址空間完整地復(fù)制給了子進(jìn)程。因此，新建的子進(jìn)程擁有與父進(jìn)程相同內(nèi)容的mm_struct結(jié)構(gòu)、vma對象和頁全局目錄，它們所映射的自然就是父進(jìn)程的物理內(nèi)存空間。也就是說，子進(jìn)程擁有了自己的線性地址空間，但共享著父進(jìn)程的物理地址空間。當(dāng)子進(jìn)程開始運(yùn)行時，父子進(jìn)程執(zhí)行的是同一個代碼段，訪問的是同一個數(shù)據(jù)段、BSS段等，直到其中一方執(zhí)行了寫操作。

虛存區(qū)所覆蓋的地址空間是進(jìn)程可以訪問的、有效的地址空間。其余的空白地址空間是進(jìn)程不可用的，唯一的例外是棧。棧的空間會隨著進(jìn)程的執(zhí)行而動態(tài)增長。當(dāng)棧超出其所在的虛存區(qū)容量時將觸發(fā)一個頁故障，內(nèi)核處理故障時會檢查是否還有空間來增長棧。一般情況下，若棧的大小低于上限（通常是8?MB）是可以增長的。如果確實(shí)無法增長了就會產(chǎn)生“棧溢出”異常，導(dǎo)致進(jìn)程終止。除棧之外，其他任何對未映射地址區(qū)的訪問都會觸發(fā)頁故障，對這類頁故障的處理是向進(jìn)程發(fā)“段錯誤”信號SIGSEGV，使進(jìn)程終止。

4）地址空間的切換

地址空間的切換發(fā)生在進(jìn)程切換時。在4.5.3節(jié)中曾提到，當(dāng)一個進(jìn)程被進(jìn)程調(diào)度程序選中投入運(yùn)行時，首先要調(diào)用switch_mm()函數(shù)進(jìn)行地址空間的切換。切換操作是將新進(jìn)程的頁表安裝到CPU上，也就是將mm_struct中的頁全局目錄指針pgd加載到CPU的cr3寄存器中，這樣就將CPU訪問的地址空間切換到了新進(jìn)程的地址空間了。

5.4.3 內(nèi)存空間的管理

1. 頁幀的描述

內(nèi)核中描述頁幀的數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)是page結(jié)構(gòu)，每個page結(jié)構(gòu)對應(yīng)一個頁幀，其中包含了有關(guān)于該頁幀的一些信息，主要有頁的狀態(tài)flags（如該頁是否被修改過、訪問過，是否允許換出等）、頁的引用計數(shù)_refcount（為0表示頁幀空閑）、該頁對應(yīng)的映射地址mapping以及連接lru回收鏈表的指針lru等。

2. 內(nèi)存管理區(qū)的描述

由于硬件的限制，內(nèi)核并不能一視同仁地使用所有頁幀。例如，某些老式的DMA硬件（ISA設(shè)備）只能訪問低于16?MB的內(nèi)存地址，多數(shù)DMA硬件（如PCI設(shè)備）只能訪問低于4?GB的內(nèi)存地址，32位的CPU不能直接訪問高于4?GB的內(nèi)存地址等。因此，Linux將物理內(nèi)存劃分為多個區(qū)域，分別地管理和使用，這些區(qū)域稱為管理區(qū)（zone）。

3. 頁塊和伙伴的定義

若干個連續(xù)的頁幀稱為頁塊（pageblock），頁塊中所包含的頁幀數(shù)就是頁塊的大小。為方便頁塊的拆分與合并操作，頁塊的大小都是2的冪數(shù)，這個冪數(shù)被用作區(qū)分頁塊大小的級別（order）。order的級數(shù)由內(nèi)核參數(shù)MAX_ORDER確定。在x86上，MAX_ORDER為11，因此order分為0~10級。0級頁塊的大小是1個頁幀，1級的是2幀，2級的是4幀，如此類推。在x64上，MAX_ORDER的默認(rèn)值為17。

4. 空閑區(qū)的描述

Linux系統(tǒng)用空閑區(qū)鏈表的方式來記錄空閑的內(nèi)存區(qū)?？臻e內(nèi)存區(qū)的大小以頁塊為單位劃分。為便于查找某個尺寸的空閑頁塊，內(nèi)核將它們按order級別分別鏈接成多個鏈表，這些鏈表的頭指針保存在一個稱為free_area[]的數(shù)組中，數(shù)組的大小為MAX_ORDER項(xiàng)。每個內(nèi)存管理區(qū)的zone結(jié)構(gòu)中都有一個free_area[]數(shù)組，通過它內(nèi)核可以掌握該區(qū)域中各種尺寸的空閑頁塊的分布情況。圖5-17所示是free_area[]數(shù)組的結(jié)構(gòu)示意圖。圖5-17空閑內(nèi)存區(qū)的描述

5. 內(nèi)存分配算法

分配算法是：在free_area[i]的鏈表中找一個空閑頁塊，將其從鏈表中刪除，然后返回首幀的地址。若沒有2i大小的空閑頁塊就在free_area[i+1]的鏈表中取出一個，一分為二，分配一個，將另一個鏈入free_area[i]的鏈表中。如果沒有2i+1大小的空閑頁塊就進(jìn)一步地分裂更大的空閑頁塊。如此繼續(xù)，直到分配成功。

回收內(nèi)存的過程與分配相反，就是根據(jù)回收頁塊的大小將其鏈入到適當(dāng)?shù)目臻e鏈表中。

6. 內(nèi)存的分配機(jī)制

Linux內(nèi)核提供的最底層的內(nèi)存分配函數(shù)是alloc_pages()。該函數(shù)使用Buddy算法，每次分配2的整數(shù)冪個連續(xù)的頁幀。分配成功