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早期 Intel 的处理器从 80286 开始使用的是段式内存管理。但是很快发现,光有段式内存管理而没有页式 内存管理是不够的,这会使它的 X86 系列会失去市场的竞争力。因此,在不久以后的 80386 中就实现了对页式内存管理。也就是说,80386 除了完成并完善从 80286 开始的段式内存管理的同时还实现了页式内存管理。
但是这个80386 的页式内存管理设计时,没有绕开段式内存管理,而是建立在段式内存管理的基础上,这就意味着,页式内存管理的作用是在由段式内存管理所映射而成的地址上再加上一层地址映射。 由于此时由段式内存管理映射而成的地址不再是“物理地址”了,Intel 就称之为“线性地址”(也称虚拟地址)。
于是,段式内存管理先将逻辑地址映射成线性地址,然后再由页式内存管理将线性地址映射成物理地址。
逻辑地址:程序所使用的地址,通常是没被段式内存管理映射的地址
线性地址(虚拟地址):通过段式内存管理映射的地址
Linux 内存主要采用的是页式内存管理,但同时也不可避免地涉及了段机制。
这主要是上面 Intel 处理器发展历史导致的,因为 Intel X86 CPU一律对程序中使用的地址先进行段式映射,然后才能进行页式映射。既然 CPU 的硬件结构是这样,Linux 内核也只好服从 Intel 的选择。
但是事实上,Linux 内核所采取的办法是使段式映射的过程实际上不起什么作用。也就是说,“上有政策, 下有对策”,若惹不起就躲着走。
Linux 系统中的每个段都是从 0 地址开始的整个 4GB 虚拟空间(32 位环境下),也就是所有的段的起始 地址都是一样的。这意味着,Linux 系统中的代码,包括操作系统本身的代码和应用程序代码,所面对的 地址空间都是线性地址空间(虚拟地址),这种做法相当于屏蔽了处理器中的逻辑地址概念,段只被用于访问控制和内存保护。
在 Linux 操作系统中,虚拟地址空间的内部又被分为内核空间和用户空间两部分,不同位数的系统,地址空间的范围也不同。
比如最常见的 32 位和 64 位系统,如下所示:
在32位系统中,内核空间占用1G内存,处于最高位,余下3G为用户空间
在64位系统中,内核空间与用户空间都是128T,分别占据内存空间最高处与最低处,剩下中间部分是未定义的
虽然每个进程都各自有独立的虚拟内存,但是每个虚拟内存中的内核地址,其实关联的都是相同的物理内存。这样,进程切换到内核态后,就可以很方便地访问内核空间内存。
用户内存从低到高
对于虚拟地址与物理地址的映射关系,可以有分段和分页的方式,同时两者结合都是可以的。
内存分段是根据程序的逻辑角度,分成了栈段、堆段、数据段、代码段等,这样可以分离出不同属性的 段,同时是一块连续的空间。但是每个段的大小都不是统一的,这就会导致内存碎片和内存交换效率低的 问题。
于是,就出现了内存分页,把虚拟空间和物理空间分成大小固定的页,如在 Linux 系统中,每一页的大小为 4KB。由于分了页后,就不会产生细小的内存碎片。同时在内存交换的时候,写入硬盘也就一个页或几个页,这就大大提高了内存交换的效率。
再来,为了解决简单分页产生的页表过大的问题,就有了多级页表,它解决了空间上的问题,但这就会导致 CPU 在寻址的过程中,需要有很多层表参与,加大了时间上的开销。于是根据程序的局部性原理,在 CPU 芯片中加入了 TLB,负责缓存最近常被访问的页表项,大大提高了地址的转换速度。
以上是我对Linux系统内存管理的见解,如有出错,还请批评指正,虚心受教,及时更改,希望我的见解可以帮助需要的人,谢谢 !!!
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