Linux的內(nèi)存尋址方式有哪些？

為什么要內(nèi)存管理：

早期的程序都是直接運行在物理地址上，也就是說這個程序所需要的空間不超過該機(jī)器的物理內(nèi)存就不會有問題，但實際場景中都是多任務(wù)，多進(jìn)程的，這種物理地址reserved給各個進(jìn)程是不靠譜的。舉個栗子：假如有3個程序a，b，c，a需要10M，b需要100M，c需要20M，總內(nèi)存就120M，按照之前的分配方式，前10M給a，10M-110M給b，系統(tǒng)還剩10M，但是c需要20M，顯然剩下的內(nèi)存是不夠c用的。怎么辦？

1.效率問題

可能你會想到當(dāng)c程序跑的時候把b程序數(shù)據(jù)寫到磁盤上，等運行b的時候再數(shù)據(jù)從磁盤寫回來，先不說無法滿足b，c程序并行跑的需求，就連頻繁的io操作帶來的耗時問題也是無法接收的。

2.進(jìn)程地址隔離問題

除了效率問題，reserved給進(jìn)程的空間如果需要被別的進(jìn)程訪問會出現(xiàn)崩潰。比如a進(jìn)程訪問的空間是前10M，但是a程序中有一段代碼訪問10-110M的話就有可能導(dǎo)致b程序的崩潰，所以進(jìn)程的地址空間需要彼此隔離。

3.重定位問題

現(xiàn)實場景中不可能是單任務(wù)在分好的內(nèi)存中運行，當(dāng)多任務(wù)并行跑的情況下在動態(tài)申請釋放內(nèi)存的時候有可能申請到其它進(jìn)程里的地址，這時候需要重定位到新的地址。

內(nèi)存管理無非就是想辦法解決上面三個問題，如何提高內(nèi)存的使用效率？如何使進(jìn)程的地址空間隔離？如何解決程序運行時的重定位問題？

內(nèi)存管理如何從虛擬地址映射到物理地址：

內(nèi)存管理從虛擬地址映射到物理地址的過程也就是解決上面3個問題的過程。內(nèi)存管理用分段機(jī)制和分頁機(jī)制分別解決了上面的3個問題，大概過程如下圖：

分段機(jī)制：

只要程序分了段，把整個段平移到任何位置后，段內(nèi)的地址相對段基址是不變的，無論段基址是多少，只要給出段內(nèi)偏移地址，cpu就能訪問到正確的指令。于是加載用戶程序時，只要將整個段的內(nèi)容復(fù)制到新的位置，再將段基址寄存器中的地址改成該地址，程序便可準(zhǔn)確地運行，因為程序中用的是段內(nèi)偏移地址，相對新的段基址，該偏移地址處的內(nèi)容內(nèi)容還是一樣的。

可以看出分段機(jī)制解決了進(jìn)程間隔離和重定位的問題。這個動作是在硬件里做的，但是有的硬件是沒有分段機(jī)制的，作為跨平臺的linux就用了具有更通用性的分頁機(jī)制來解決線性地址到虛擬地址到物理地址的轉(zhuǎn)換。

分頁機(jī)制：

可以參考《CPU是如何訪問內(nèi)存的？》了解一級頁表的概念，linux為了兼容32位和64位，通常采用四級頁表，頁全局目錄，頁上級目錄，頁中間目錄，頁表：

這里不詳細(xì)解釋linux是如何通過四級頁表來做線性地址（虛擬地址）到物理地址的轉(zhuǎn)化。

進(jìn)程在切換的時候就是根據(jù)task_struct找到mm_struct里的pgd字段，取得新進(jìn)程的頁全局目錄，然后填充到CR3寄存器，就完成了頁的切換。

動手看下mmu分頁尋址的過程：

上代碼：

可以看出虛擬地址ffff99b488d48000對應(yīng)的物理地址是80000000c8d48000。這個過程也是mmu的過程。
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