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Chinaunix

標(biāo)題: 我理解的邏輯地址、線性地址、物理地址和虛擬地址(補充完整了) [打印本頁]

作者: 獨孤九賤 時間: 2008-01-15 16:32
標(biāo)題: 我理解的邏輯地址、線性地址、物理地址和虛擬地址(補充完整了)
要過年了，發(fā)個年終總結(jié)貼，只是個人理解，不包正確哈。

本貼涉及的硬件平臺是X86，如果是其它平臺，嘻嘻，不保證能一一對號入座，但是舉一反三，我想是完全可行的。

一、概念

物理地址(physical address)
用于內(nèi)存芯片級的單元尋址，與處理器和CPU連接的地址總線相對應(yīng)。
——這個概念應(yīng)該是這幾個概念中最好理解的一個，但是值得一提的是，雖然可以直接把物理地址理解成插在機器上那根內(nèi)存本身，把內(nèi)存看成一個從0字節(jié)一直到最大空量逐字節(jié)的編號的大數(shù)組，然后把這個數(shù)組叫做物理地址，但是事實上，這只是一個硬件提供給軟件的抽像，內(nèi)存的尋址方式并不是這樣。所以，說它是“與地址總線相對應(yīng)”，是更貼切一些，不過拋開對物理內(nèi)存尋址方式的考慮，直接把物理地址與物理的內(nèi)存一一對應(yīng)，也是可以接受的。也許錯誤的理解更利于形而上的抽像。

虛擬內(nèi)存(virtual memory)
這是對整個內(nèi)存（不要與機器上插那條對上號）的抽像描述。它是相對于物理內(nèi)存來講的，可以直接理解成“不直實的”，“假的”內(nèi)存，例如，一個0x08000000內(nèi)存地址，它并不對就物理地址上那個大數(shù)組中0x08000000 - 1那個地址元素；
之所以是這樣，是因為現(xiàn)代操作系統(tǒng)都提供了一種內(nèi)存管理的抽像，即虛擬內(nèi)存（virtual memory）。進程使用虛擬內(nèi)存中的地址，由操作系統(tǒng)協(xié)助相關(guān)硬件，把它“轉(zhuǎn)換”成真正的物理地址。這個“轉(zhuǎn)換”，是所有問題討論的關(guān)鍵。
有了這樣的抽像，一個程序，就可以使用比真實物理地址大得多的地址空間。（拆東墻，補西墻，銀行也是這樣子做的），甚至多個進程可以使用相同的地址。不奇怪，因為轉(zhuǎn)換后的物理地址并非相同的。
——可以把連接后的程序反編譯看一下，發(fā)現(xiàn)連接器已經(jīng)為程序分配了一個地址，例如，要調(diào)用某個函數(shù)A，代碼不是call A，而是call 0x0811111111 ，也就是說，函數(shù)A的地址已經(jīng)被定下來了。沒有這樣的“轉(zhuǎn)換”，沒有虛擬地址的概念，這樣做是根本行不通的。
打住了，這個問題再說下去，就收不住了。

邏輯地址(logical address)
Intel為了兼容，將遠古時代的段式內(nèi)存管理方式保留了下來。邏輯地址指的是機器語言指令中，用來指定一個操作數(shù)或者是一條指令的地址。以上例，我們說的連接器為A分配的0x08111111這個地址就是邏輯地址。
——不過不好意思，這樣說，好像又違背了Intel中段式管理中，對邏輯地址要求，“一個邏輯地址，是由一個段標(biāo)識符加上一個指定段內(nèi)相對地址的偏移量，表示為 [段標(biāo)識符：段內(nèi)偏移量]，也就是說，上例中那個0x08111111，應(yīng)該表示為[A的代碼段標(biāo)識符: 0x08111111]，這樣，才完整一些”

線性地址(linear address)或也叫虛擬地址(virtual address)
跟邏輯地址類似，它也是一個不真實的地址，如果邏輯地址是對應(yīng)的硬件平臺段式管理轉(zhuǎn)換前地址的話，那么線性地址則對應(yīng)了硬件頁式內(nèi)存的轉(zhuǎn)換前地址。

-------------------------------------------------------------
CPU將一個虛擬內(nèi)存空間中的地址轉(zhuǎn)換為物理地址，需要進行兩步：首先將給定一個邏輯地址（其實是段內(nèi)偏移量，這個一定要理解�。。。�，CPU要利用其段式內(nèi)存管理單元，先將為個邏輯地址轉(zhuǎn)換成一個線程地址，再利用其頁式內(nèi)存管理單元，轉(zhuǎn)換為最終物理地址。

這樣做兩次轉(zhuǎn)換，的確是非常麻煩而且沒有必要的，因為直接可以把線性地址抽像給進程。之所以這樣冗余，Intel完全是為了兼容而已。

2、CPU段式內(nèi)存管理，邏輯地址如何轉(zhuǎn)換為線性地址
一個邏輯地址由兩部份組成，段標(biāo)識符: 段內(nèi)偏移量。段標(biāo)識符是由一個16位長的字段組成，稱為段選擇符。其中前13位是一個索引號。后面3位包含一些硬件細節(jié)，如圖：

最后兩位涉及權(quán)限檢查，本貼中不包含。

索引號，或者直接理解成數(shù)組下標(biāo)——那它總要對應(yīng)一個數(shù)組吧，它又是什么東東的索引呢？這個東東就是“段描述符(segment descriptor)”，呵呵，段描述符具體地址描述了一個段（對于“段”這個字眼的理解，我是把它想像成，拿了一把刀，把虛擬內(nèi)存，砍成若干的截——段）。這樣，很多個段描述符，就組了一個數(shù)組，叫“段描述符表”，這樣，可以通過段標(biāo)識符的前13位，直接在段描述符表中找到一個具體的段描述符，這個描述符就描述了一個段，我剛才對段的抽像不太準(zhǔn)確，因為看看描述符里面究竟有什么東東——也就是它究竟是如何描述的，就理解段究竟有什么東東了，每一個段描述符由8個字節(jié)組成，如下圖：

這些東東很復(fù)雜，雖然可以利用一個數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)來定義它，不過，我這里只關(guān)心一樣，就是Base字段，它描述了一個段的開始位置的線性地址。

Intel設(shè)計的本意是，一些全局的段描述符，就放在“全局段描述符表(GDT)”中，一些局部的，例如每個進程自己的，就放在所謂的“局部段描述符表(LDT)”中。那究竟什么時候該用GDT，什么時候該用LDT呢？這是由段選擇符中的T1字段表示的，=0，表示用GDT，=1表示用LDT。

GDT在內(nèi)存中的地址和大小存放在CPU的gdtr控制寄存器中，而LDT則在ldtr寄存器中。

好多概念，像繞口令一樣。這張圖看起來要直觀些：

首先，給定一個完整的邏輯地址[段選擇符：段內(nèi)偏移地址]，
1、看段選擇符的T1=0還是1，知道當(dāng)前要轉(zhuǎn)換是GDT中的段，還是LDT中的段，再根據(jù)相應(yīng)寄存器，得到其地址和大小。我們就有了一個數(shù)組了。
2、拿出段選擇符中前13位，可以在這個數(shù)組中，查找到對應(yīng)的段描述符，這樣，它了Base，即基地址就知道了。
3、把Base + offset，就是要轉(zhuǎn)換的線性地址了。

還是挺簡單的，對于軟件來講，原則上就需要把硬件轉(zhuǎn)換所需的信息準(zhǔn)備好，就可以讓硬件來完成這個轉(zhuǎn)換了。OK，來看看Linux怎么做的。

3、Linux的段式管理
Intel要求兩次轉(zhuǎn)換，這樣雖說是兼容了，但是卻是很冗余，呵呵，沒辦法，硬件要求這樣做了，軟件就只能照辦，怎么著也得形式主義一樣。
另一方面，其它某些硬件平臺，沒有二次轉(zhuǎn)換的概念，Linux也需要提供一個高層抽像，來提供一個統(tǒng)一的界面。所以，Linux的段式管理，事實上只是“哄騙”了一下硬件而已。

按照Intel的本意，全局的用GDT，每個進程自己的用LDT——不過Linux則對所有的進程都使用了相同的段來對指令和數(shù)據(jù)尋址。即用戶數(shù)據(jù)段，用戶代碼段，對應(yīng)的，內(nèi)核中的是內(nèi)核數(shù)據(jù)段和內(nèi)核代碼段。這樣做沒有什么奇怪的，本來就是走形式嘛，像我們寫年終總結(jié)一樣。
include/asm-i386/segment.h

#define GDT_ENTRY_DEFAULT_USER_CS 14
#define __USER_CS (GDT_ENTRY_DEFAULT_USER_CS * 8 + 3)
#define GDT_ENTRY_DEFAULT_USER_DS 15
#define __USER_DS (GDT_ENTRY_DEFAULT_USER_DS * 8 + 3)
#define GDT_ENTRY_KERNEL_BASE 12
#define GDT_ENTRY_KERNEL_CS (GDT_ENTRY_KERNEL_BASE + 0)
#define __KERNEL_CS (GDT_ENTRY_KERNEL_CS * 8)
#define GDT_ENTRY_KERNEL_DS (GDT_ENTRY_KERNEL_BASE + 1)
#define __KERNEL_DS (GDT_ENTRY_KERNEL_DS * 8)

復(fù)制代碼

把其中的宏替換成數(shù)值，則為：

#define __USER_CS 115 [00000000 1110 0 11]
#define __USER_DS 123 [00000000 1111 0 11]
#define __KERNEL_CS 96 [00000000 1100 0 00]
#define __KERNEL_DS 104 [00000000 1101 0 00]

復(fù)制代碼

方括號后是這四個段選擇符的16位二制表示，它們的索引號和T1字段值也可以算出來了

__USER_CS index= 14 T1=0
__USER_DS index= 15 T1=0
__KERNEL_CS index= 12 T1=0
__KERNEL_DS index= 13 T1=0

復(fù)制代碼

T1均為0，則表示都使用了GDT，再來看初始化GDT的內(nèi)容中相應(yīng)的12-15項(arch/i386/head.S)：

.quad 0x00cf9a000000ffff /* 0x60 kernel 4GB code at 0x00000000 */
.quad 0x00cf92000000ffff /* 0x68 kernel 4GB data at 0x00000000 */
.quad 0x00cffa000000ffff /* 0x73 user 4GB code at 0x00000000 */
.quad 0x00cff2000000ffff /* 0x7b user 4GB data at 0x00000000 */

復(fù)制代碼

按照前面段描述符表中的描述，可以把它們展開，發(fā)現(xiàn)其16-31位全為0，即四個段的基地址全為0。

這樣，給定一個段內(nèi)偏移地址，按照前面轉(zhuǎn)換公式，0 + 段內(nèi)偏移，轉(zhuǎn)換為線性地址，可以得出重要的結(jié)論，“在Linux下，邏輯地址與線性地址總是一致（是一致，不是有些人說的相同）的，即邏輯地址的偏移量字段的值與線性地址的值總是相同的。�。�！”

忽略了太多的細節(jié)，例如段的權(quán)限檢查。呵呵。

Linux中，絕大部份進程并不例用LDT，除非使用Wine ，仿真Windows程序的時候。

4.CPU的頁式內(nèi)存管理

CPU的頁式內(nèi)存管理單元，負責(zé)把一個線性地址，最終翻譯為一個物理地址。從管理和效率的角度出發(fā)，線性地址被分為以固定長度為單位的組，稱為頁(page)，例如一個32位的機器，線性地址最大可為4G，可以用4KB為一個頁來劃分，這頁，整個線性地址就被劃分為一個tatol_page[2^20]的大數(shù)組，共有2的20個次方個頁。這個大數(shù)組我們稱之為頁目錄。目錄中的每一個目錄項，就是一個地址——對應(yīng)的頁的地址。

另一類“頁”，我們稱之為物理頁，或者是頁框、頁楨的。是分頁單元把所有的物理內(nèi)存也劃分為固定長度的管理單位，它的長度一般與內(nèi)存頁是一一對應(yīng)的。

這里注意到，這個total_page數(shù)組有2^20個成員，每個成員是一個地址（32位機，一個地址也就是4字節(jié)），那么要單單要表示這么一個數(shù)組，就要占去4MB的內(nèi)存空間。為了節(jié)省空間，引入了一個二級管理模式的機器來組織分頁單元。文字描述太累，看圖直觀一些：

如上圖，
1、分頁單元中，頁目錄是唯一的，它的地址放在CPU的cr3寄存器中，是進行地址轉(zhuǎn)換的開始點。萬里長征就從此長始了。
2、每一個活動的進程，因為都有其獨立的對應(yīng)的虛似內(nèi)存（頁目錄也是唯一的），那么它也對應(yīng)了一個獨立的頁目錄地址�！\行一個進程，需要將它的頁目錄地址放到cr3寄存器中，將別個的保存下來。
3、每一個32位的線性地址被劃分為三部份，面目錄索引(10位)：頁表索引(10位)：偏移(12位)
依據(jù)以下步驟進行轉(zhuǎn)換：
1、從cr3中取出進程的頁目錄地址（操作系統(tǒng)負責(zé)在調(diào)度進程的時候，把這個地址裝入對應(yīng)寄存器）；
2、根據(jù)線性地址前十位，在數(shù)組中，找到對應(yīng)的索引項，因為引入了二級管理模式，頁目錄中的項，不再是頁的地址，而是一個頁表的地址。（又引入了一個數(shù)組），頁的地址被放到頁表中去了。
3、根據(jù)線性地址的中間十位，在頁表（也是數(shù)組）中找到頁的起始地址；
4、將頁的起始地址與線性地址中最后12位相加，得到最終我們想要的葫蘆；

這個轉(zhuǎn)換過程，應(yīng)該說還是非常簡單地。全部由硬件完成，雖然多了一道手續(xù)，但是節(jié)約了大量的內(nèi)存，還是值得的。那么再簡單地驗證一下：
1、這樣的二級模式是否仍能夠表示4G的地址；
頁目錄共有：2^10項，也就是說有這么多個頁表
每個目表對應(yīng)了：2^10頁；
每個頁中可尋址：2^12個字節(jié)。
還是2^32 = 4GB

2、這樣的二級模式是否真的節(jié)約了空間；
也就是算一下頁目錄項和頁表項共占空間 (2^10 * 4 + 2 ^10 *4) = 8KB。哎，……怎么說呢！�。�
紅色錯誤，標(biāo)注一下，后文貼中有此討論。。。。。。
按<深入理解計算機系統(tǒng)>中的解釋,二級模式空間的節(jié)約是從兩個方面實現(xiàn)的:
A、如果一級頁表中的一個頁表條目為空，那么那所指的二級頁表就根本不會存在。這表現(xiàn)出一種巨大的潛在節(jié)約，因為對于一個典型的程序，4GB虛擬地址空間的大部份都會是未分配的；
B、只有一級頁表才需要總是在主存中。虛擬存儲器系統(tǒng)可以在需要時創(chuàng)建，并頁面調(diào)入或調(diào)出二級頁表，這就減少了主存的壓力。只有最經(jīng)常使用的二級頁表才需要緩存在主存中�！贿^Linux并沒有完全享受這種福利，它的頁表目錄和與已分配頁面相關(guān)的頁表都是常駐內(nèi)存的。

值得一提的是，雖然頁目錄和頁表中的項，都是4個字節(jié)，32位，但是它們都只用高20位，低12位屏蔽為0——把頁表的低12屏蔽為0，是很好理解的，因為這樣，它剛好和一個頁面大小對應(yīng)起來，大家都成整數(shù)增加。計算起來就方便多了。但是，為什么同時也要把頁目錄低12位屏蔽掉呢？因為按同樣的道理，只要屏蔽其低10位就可以了，不過我想，因為12>10，這樣，可以讓頁目錄和頁表使用相同的數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)，方便。

本貼只介紹一般性轉(zhuǎn)換的原理，擴展分頁、頁的保護機制、PAE模式的分頁這些麻煩點的東東就不啰嗦了……可以參考其它專業(yè)書籍。

5.Linux的頁式內(nèi)存管理
原理上來講，Linux只需要為每個進程分配好所需數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)，放到內(nèi)存中，然后在調(diào)度進程的時候，切換寄存器cr3，剩下的就交給硬件來完成了（呵呵，事實上要復(fù)雜得多，不過偶只分析最基本的流程）。

前面說了i386的二級頁管理架構(gòu)，不過有些CPU，還有三級，甚至四級架構(gòu)，Linux為了在更高層次提供抽像，為每個CPU提供統(tǒng)一的界面。提供了一個四層頁管理架構(gòu)，來兼容這些二級、三級、四級管理架構(gòu)的CPU。這四級分別為：

頁全局目錄PGD（對應(yīng)剛才的頁目錄）
頁上級目錄PUD（新引進的）
頁中間目錄PMD（也就新引進的）
頁表PT（對應(yīng)剛才的頁表）。

整個轉(zhuǎn)換依據(jù)硬件轉(zhuǎn)換原理，只是多了二次數(shù)組的索引罷了，如下圖：

那么，對于使用二級管理架構(gòu)32位的硬件，現(xiàn)在又是四級轉(zhuǎn)換了，它們怎么能夠協(xié)調(diào)地工作起來呢？嗯，來看這種情況下，怎么來劃分線性地址吧！
從硬件的角度，32位地址被分成了三部份——也就是說，不管理軟件怎么做，最終落實到硬件，也只認(rèn)識這三位老大。
從軟件的角度，由于多引入了兩部份，，也就是說，共有五部份�！尪䦟蛹軜�(gòu)的硬件認(rèn)識五部份也很容易，在地址劃分的時候，將頁上級目錄和頁中間目錄的長度設(shè)置為0就可以了。
這樣，操作系統(tǒng)見到的是五部份，硬件還是按它死板的三部份劃分，也不會出錯，也就是說大家共建了和諧計算機系統(tǒng)。

這樣，雖說是多此一舉，但是考慮到64位地址，使用四層轉(zhuǎn)換架構(gòu)的CPU，我們就不再把中間兩個設(shè)為0了，這樣，軟件與硬件再次和諧——抽像就是強大呀�。�！

例如，一個邏輯地址已經(jīng)被轉(zhuǎn)換成了線性地址，0x08147258，換成二制進，也就是：
0000100000 0101000111 001001011000
內(nèi)核對這個地址進行劃分
PGD = 0000100000
PUD = 0
PMD = 0
PT = 0101000111
offset = 001001011000

現(xiàn)在來理解Linux針對硬件的花招，因為硬件根本看不到所謂PUD,PMD，所以，本質(zhì)上要求PGD索引，直接就對應(yīng)了PT的地址。而不是再到PUD和PMD中去查數(shù)組（雖然它們兩個在線性地址中，長度為0，2^0 =1，也就是說，它們都是有一個數(shù)組元素的數(shù)組），那么，內(nèi)核如何合理安排地址呢？
從軟件的角度上來講，因為它的項只有一個，32位，剛好可以存放與PGD中長度一樣的地址指針。那么所謂先到PUD，到到PMD中做映射轉(zhuǎn)換，就變成了保持原值不變，一一轉(zhuǎn)手就可以了。這樣，就實現(xiàn)了“邏輯上指向一個PUD，再指向一個PDM，但在物理上是直接指向相應(yīng)的PT的這個抽像，因為硬件根本不知道有PUD、PMD這個東西”。

然后交給硬件，硬件對這個地址進行劃分，看到的是：
頁目錄 = 0000100000
PT = 0101000111
offset = 001001011000
嗯，先根據(jù)0000100000(32)，在頁目錄數(shù)組中索引，找到其元素中的地址，取其高20位，找到頁表的地址，頁表的地址是由內(nèi)核動態(tài)分配的，接著，再加一個offset，就是最終的物理地址了。

[ 本帖最后由獨孤九賤于 2009-9-22 20:36 編輯 ]

作者: ghosTM55 時間: 2008-01-15 16:37
標(biāo)題: 學(xué)習(xí)了

作者: netentsec 時間: 2008-01-15 16:48
深入淺出，講的好，期待下文

作者: sisi8408 時間: 2008-01-15 20:07
贊一個。。。。。。。。。

作者: duanius 時間: 2008-01-15 21:14
說的不錯比ulk第二章更直白人性化

[ 本帖最后由 duanius 于 2008-1-15 21:15 編輯 ]

作者: flw2 時間: 2008-01-16 09:34
支持一個，LZ超級高手

作者: achlice 時間: 2008-01-16 10:14
見了好帖子然后回復(fù) ，是一種美德，比如像我，一直都是這樣做的～～

看了內(nèi)核源代碼情景分析，從 8086 講到80286， 80386，終于明白，這是怎么回事兒了～～

[ 本帖最后由 achlice 于 2008-1-28 15:53 編輯 ]

作者: qps104 時間: 2008-01-16 11:16
好文,加深了我對3種地址的理解

作者: yj1804 時間: 2008-01-16 17:20
好文,贊一個
PS.推薦大家看毛德操的"LINUX內(nèi)核源代碼情景分析"一書, 里面講解也比較詳細

作者: duanius 時間: 2008-01-16 18:51
好文好文隱隱中透著一種和諧美

作者: liuweni 時間: 2008-01-17 08:48
mark一下，好貼。

作者: guohua219 時間: 2008-01-17 09:00
不錯,很能讓人理解.........

作者: Aryang 時間: 2008-01-17 11:16
還沒仔細看，大家說好那一定真的好

作者: 浮云一夢 時間: 2008-01-17 11:24
不錯不錯

作者: CUDev 時間: 2008-01-17 11:33
很好，很強大！
贊一個！

作者: xqwwqiao 時間: 2008-01-17 14:05
對我等新手來說，太深奧了！

作者: cindylzh 時間: 2008-01-17 14:27
lz理解真是透徹。仰望。。。。

作者: hinux 時間: 2008-01-17 17:31
不回不行啦！

作者: fwl 時間: 2008-01-17 18:14
不錯不錯內(nèi)存管理的原理在os的教材上就是這么說的
不過和實際聯(lián)系起來的話就這個寫得最好了

作者: neoedmund 時間: 2008-01-17 23:46
你這圖是不是抄的深入理解linux內(nèi)核看著眼熟

作者: wqch 時間: 2008-01-18 00:21
大致看了一下,圖文并茂,講得不錯

作者: snhanwei 時間: 2008-01-18 09:06
如此好貼，當(dāng)然要頂!

作者: foxwolf_ym 時間: 2008-01-18 09:09
不錯，接著加深映像！！謝謝樓主！

作者: brvman 時間: 2008-01-18 09:29
好文，我頂！

作者: pl_piaoling 時間: 2008-01-18 12:31
看樣，還需要繼續(xù)學(xué)習(xí)~

作者: yamir 時間: 2008-01-18 14:44

原帖由 獨孤九賤 于 2008-1-15 16:32 發(fā)表

物理地址(physical address)
用于內(nèi)存芯片級的單元尋址，與處理器和CPU連接的地址總線相對應(yīng)。
——這個概念應(yīng)該是這幾個概念中最好理解的一個，但是值得一提的是，雖然可以直接把物理地址理解成插在機器上那根內(nèi)存本身，把內(nèi)存看成一個從0字節(jié)一直到最大空量逐字節(jié)的編號的大數(shù)組，然后把這個數(shù)組叫做物理地址，但是事實上，這只是一個硬件提供給軟件的抽像，內(nèi)存的尋址方式并不是這樣。所以，說它是“與地址總線相對應(yīng)”，是更貼切一些，不過拋開對物理內(nèi)存尋址方式的考慮，直接把物理地址與物理的內(nèi)存一一對應(yīng)，也是可以接受的。也許錯誤的理解更利于形而上的抽像。

相當(dāng)不錯的文章，如果在物理地址這里能再說清楚點就完美了

把物理地址與物理內(nèi)存一一對應(yīng)在剛開始學(xué)的時候是可以接受，不過再更深入到x86的體系架構(gòu)中，這樣理解，容易會產(chǎn)生很多混淆了，還是應(yīng)該把北橋、IO端口和PCI一起拿出來理解，建議樓主可以結(jié)合Intel的北橋的datasheet里的那張System Address Ranges來補充說明一下。

作者: sanbiangongzi 時間: 2008-01-18 16:32
最后一部分沒有看懂，那位大俠再討論一下，唉，技不如人

作者: drunkedfish 時間: 2008-01-18 21:18
很強大明天我估計要用它感動啊

作者: 獨孤九賤 時間: 2008-01-19 21:26

原帖由 yamir 于 2008-1-18 14:44 發(fā)表

相當(dāng)不錯的文章，如果在物理地址這里能再說清楚點就完美了
把物理地址與物理內(nèi)存一一對應(yīng)在剛開始學(xué)的時候是可以接受，不過再更深入到x86的體系架構(gòu)中，這樣理解，容易會產(chǎn)生很多混淆了，還是應(yīng)該把北橋 ...

這涉及到DRAM的物理訪問方式了，本貼只是介紹偶對這些入門概念的理解而已，不想扯遠了……或許以后會單獨另一貼吧。

另有朋友說偶的圖的抄襲問題——不是抄襲，直接原版拷貝的，哈哈，圖畫得挺好，讓偶畫，肯定沒有這么簡單明了……

作者: wxs40305 時間: 2008-01-19 21:31
標(biāo)題: 回復(fù) #29 獨孤九賤的帖子
獨孤九賤兄,能否幫我解決下我發(fā)的 "局部描述符表中有多少個描述符"貼?
謝謝了

作者: free_mind 時間: 2008-01-19 21:39
乖乖，嚇到我了，我還以為物理地址=線形地址，虛擬地址=邏輯地址

作者: 留下可愛心情 時間: 2008-01-19 21:59
很牛的說~!

作者: youyu_buzai 時間: 2008-01-20 15:14
不錯，，，，，是個高手

作者: tanbao2000 時間: 2008-01-20 15:30
學(xué)習(xí)了，頂一個�。。。�

作者: mageguoshi 時間: 2008-01-20 16:26
頂一個�。∈呛锰泳鸵裘�！

作者: vestige 時間: 2008-01-20 21:18
標(biāo)題: 回復(fù) #1 獨孤九賤的帖子
感謝樓主分享！不過我對于這句話有點疑問：

2、這樣的二級模式是否真的節(jié)約了空間；
也就是算一下頁目錄項和頁表項共占空間 (2^10 * 4 + 2 ^10 *4) = 8KB。哎，……怎么說呢�。�！

這樣計算的結(jié)果應(yīng)該是所有頁目錄的空間＋一個頁目錄對應(yīng)的頁表的空間，Linux進程內(nèi)存管理應(yīng)該可以允許進程不只一個頁目錄被裝入內(nèi)存吧？
還是說就是只能放1024個頁表？這樣就說的過去了。

[ 本帖最后由 vestige 于 2008-1-20 21:40 編輯 ]

作者: chenyq83 時間: 2008-01-20 22:33
謝謝樓主分享！

作者: xdolt 時間: 2008-01-20 23:36
這個社會終于“和諧”了！

作者: 獨孤九賤 時間: 2008-01-21 09:08

原帖由 vestige 于 2008-1-20 21:18 發(fā)表
感謝樓主分享！不過我對于這句話有點疑問：

2、這樣的二級模式是否真的節(jié)約了空間；
也就是算一下頁目錄項和頁表項共占空間 (2^10 * 4 + 2 ^10 *4) = 8KB。哎，……怎么說呢！��！

這樣計算的結(jié)果應(yīng)該是 ...

是的，這樣計算的確是錯誤的，呵呵，謝謝指正，估計是當(dāng)時行文的時候，沒有仔細考慮……

二級模式能夠節(jié)約內(nèi)存容量的原因，當(dāng)一個進程被調(diào)度運行的時候，內(nèi)核會分配給它一個對應(yīng)的目錄項，但是由于采用虛擬內(nèi)存管理方式，這個目錄中的所有頁表并非都會被分配空間，只有進程實際需要的時候，才會進行頁表的空間分配。

作者: 獨孤九賤 時間: 2008-01-21 09:11

原帖由 wxs40305 于 2008-1-19 21:31 發(fā)表
獨孤九賤兄,能否幫我解決下我發(fā)的 "局部描述符表中有多少個描述符"貼?
謝謝了

沒有看到你的貼，不知你指的是不是這個：

struct desc_struct default_ldt[] = { { 0, 0 }, { 0, 0 }, { 0, 0 },
{ 0, 0 }, { 0, 0 } };

復(fù)制代碼

arch/i386/kernel/traps.c

作者: ziyiu123 時間: 2008-01-21 11:22
與君共勉，呵呵，學(xué)習(xí)了。

作者: jonry 時間: 2008-01-21 17:34
很不錯，學(xué)習(xí)了~~~

作者: 想飛的蝸牛 時間: 2008-01-21 20:39
寫得很好又容易看懂呵呵贊一個
lz是高手

作者: softchinacom 時間: 2008-01-22 14:19
標(biāo)題: 你的理解錯誤很多，居然將硬件的進步說成是冗余,可惜了。
從硬件設(shè)計的角度來看！
物理地址: 內(nèi)存單元的編號,邏輯上是將將內(nèi)存單元按照一定的度量單位劃分,如字節(jié),字等,80x86  可以按字節(jié)也可以按字編址。所謂的總線只是一個存取通路，插座相當(dāng)于一個設(shè)備開關(guān)。地址空間是數(shù)據(jù)總線的寬度。
邏輯地址：也稱相對地址，是與絕對地址（物理地址）相對的一個概念，是相對與某一位置開始編址。她存在的意義是記住程序和數(shù)據(jù)的相對位置。一般定義為CPU通過地址總線發(fā)出的地址。程序裝入到內(nèi)存后就通過相關(guān)的硬件，主要是地址的加法器與一個相對位置相加得到絕對地址。相對的位置是存在段表和頁表中的，通過相聯(lián)查找獲得。地址空間由用戶定義
虛擬內(nèi)存：說白了就是構(gòu)造一個滿足程序和用戶需要的空間。程序員不用擔(dān)心內(nèi)存不夠！也不用擔(dān)心地址問題。只要關(guān)心程序的邏輯順序，即邏輯地址。
虛擬地址：和邏輯地址是抽象和具體的關(guān)系，是邏輯地址的一個實例。
虛擬地址到物理地址變換：對于X86  目前有三種方式，頁式，段式，段頁式
頁式：
地址映像：
　　　第一步將用戶程序按頁的長度劃分，長度固定。  劃分了之后，就有了頁的起始地址
   第二步操作系統(tǒng)創(chuàng)建進程時，先查全局的頁表，找了幾頁空閑的內(nèi)存，也就有了物理的頁的起始地址
   第三步操作系統(tǒng)創(chuàng)建頁表，一般有這么幾項，物理頁號，用戶頁號（ｏ－ｎ）　使用位等�！∵@樣就建立了虛擬地址到物理地址的映射關(guān)系了。
地址變換：硬件根據(jù)ｃｐｕ發(fā)出的邏輯地址（這里是虛擬地址）查表，得到物理的頁號（高位地址），將物理頁號加邏輯地址的地位（頁內(nèi)地址）就是物理地址了。一次查表，一次加法計算。比直接用物理地址編程效率要低很多。
段式：
虛擬地址劃分  用戶號+段號+段內(nèi)偏移
地址映像：
　　　第一步將用戶程序分段，長度不固定。  劃分了之后，就有了段的起始地址，和段的長度。
   第二步操作系統(tǒng)，根據(jù)段長申請內(nèi)存空間，也就有了段起始地址。
   第三步操作系統(tǒng)創(chuàng)建段表，一般有這么幾項，兩個段起始地址，段長�！∵@樣就建立了邏輯段到物理段的映射關(guān)系了。
地址變換：INTEL X86是這樣的，有段寄存器堆，即段選擇子，描述符是一致的。先將段表基地址裝入 LDT，（這里討論的是一般用戶程序）,根據(jù)CPU 發(fā)出的邏輯地址得到段號，加上LDT 當(dāng)中的段表基地址得到一個邏輯段到物理段的映射項，讀出物理段基地址，再加上段的偏移得到物理地址，總共需要做兩次加法，一次查表，效率更低。
段頁式: 即將程序中一段再分頁，需要一個段表，一個頁表，先查段表得到頁表基地址，然后再頁式變換。
對于這種三種變換方式的優(yōu)點：簡化編程，簡化系統(tǒng)設(shè)計，太多了，
總結(jié):  對內(nèi)核編程人員的建議:  先對程序劃分，再定義映射，設(shè)置寄存器，地址變換由硬件完成。

作者: polter 時間: 2008-01-22 15:46
好文，標(biāo)記一下，贊一個

作者: mik 時間: 2008-01-23 01:17

原帖由 softchinacom 于 2008-1-22 14:19 發(fā)表
從硬件設(shè)計的角度來看！
物理地址: 內(nèi)存單元的編號,邏輯上是將將內(nèi)存單元按照一定的度量單位劃分,如字節(jié),字等,80x86 可以按字節(jié)也可以按字編址。所謂的總線只是一個存取通路，插座相當(dāng)于一個設(shè)備開關(guān)。地址空 ...

沒細看，但 LZ 寫得還是不錯滴，何以說錯誤很多呀，你說得也一踏糊涂

作者: 獨孤九賤 時間: 2008-01-23 09:24

原帖由 softchinacom 于 2008-1-22 14:19 發(fā)表
從硬件設(shè)計的角度來看！
物理地址: 內(nèi)存單元的編號,邏輯上是將將內(nèi)存單元按照一定的度量單位劃分,如字節(jié),字等,80x86 可以按字節(jié)也可以按字編址。所謂的總線只是一個存取通路，插座相當(dāng)于一個設(shè)備開關(guān)。地址空 ...

1、如果你認(rèn)為段式+頁式不是Intel的冗余，不是為了向上兼容而保留，而是一種硬件進步，我雖然不贊成你的看法，但是我想聽聽你的理由——不過你的貼子中，并沒有并于“進步”的原因解釋，只是一大堆的名詞解釋。呵呵。而且，內(nèi)容基本與偶是一致的，沒有質(zhì)的分歧；

2、Intel在后續(xù)CPU中，保留了段式映射結(jié)構(gòu)，連他自己都說這只是一個兼容而不得已的原因（這個不權(quán)威哈，出處忘了，好像在N年前的一篇電腦雜志上看到的）

3、很多優(yōu)秀的CPU，本身就沒有，或者說是“有限支持”段式映射；

4、如果真要說是“進步”，那也是Intel一家的進步，從段式發(fā)展到支持頁式——不過如果它不考慮兼容，完全可以舍棄段式。所以還是說不上“進步”。

呵呵……一家之言，僅供參考。

作者: df00171 時間: 2008-01-24 00:17
lz寫的好啊

作者: jzlinux 時間: 2008-01-24 09:57
標(biāo)題: 回復(fù) #1 獨孤九賤的帖子
好文,mark一下,感謝lz

作者: jiaxi 時間: 2008-01-24 10:26
好文，轉(zhuǎn)載了
謝謝

作者: DeathAngle 時間: 2008-01-24 10:40
標(biāo)題: 回復(fù) #1 獨孤九賤的帖子
good，轉(zhuǎn)載下，幫 lz再宣傳下

作者: flytiger23 時間: 2008-01-24 11:57
樓主描述得很精彩,贊一個,頂一個,呵呵

作者: caong 時間: 2008-01-24 15:57
好帖，希望更多人能看到

作者: dreampro 時間: 2008-01-26 08:25
提示: 作者被禁止或刪除內(nèi)容自動屏蔽

作者: gbh5526335 時間: 2008-01-27 22:34
感覺講的不錯,可是我看不懂,基礎(chǔ)太薄弱了!

作者: gothicane 時間: 2008-01-28 10:14
好貼～～收藏了～～～～～

作者: 戀夏寒 時間: 2008-01-28 17:54
mark 一下，留個腳印

作者: 雪夜狂飄 時間: 2008-01-29 10:57
的確值得學(xué)習(xí)，有時間應(yīng)該研究研究

作者: www1862 時間: 2008-01-29 11:55
不錯，都是樓主自己的理解。圖抄一抄沒什么的，哈哈。注明一下就行了。

作者: mageguoshi 時間: 2008-02-01 14:17
好帖留名！一定要頂啊！

作者: mouse2000 時間: 2008-02-15 20:51
好文是一定要頂?shù)膥!

作者: chameleon110 時間: 2008-02-18 02:18
好貼，深入淺出，頂，堅決要頂

作者: william.zhang 時間: 2008-02-18 11:18
決定頂下:em11:

作者: 大塊頭 時間: 2008-02-19 13:36
據(jù)我所知,九見好像是圈里的,哈哈

作者: 獨孤九賤 時間: 2008-02-19 16:23
標(biāo)題: 回復(fù) #64 大塊頭的帖子
什么圈(quan or juan)？

作者: maxxfire 時間: 2008-02-19 17:01
好文哪，期待樓主的下一篇~
樓主，能不能講講linux內(nèi)存3個zone：DMA、NORMAL、HIGHMEM的工作原理啊。。

作者: arshur 時間: 2008-02-21 13:59
標(biāo)題: 強人啊�。。。�
強人�。。。。。。。。。。。。。�！

作者: fdshenjia 時間: 2008-02-21 19:41
寫的太好了！不想說太多的贊美，但是發(fā)自內(nèi)心的。

作者: pasoolee 時間: 2008-02-22 12:29
樓主應(yīng)該結(jié)合 Linux下的 IA32匯編語言，講一下，或結(jié)合PE文件的特性，在深入探討一下，真正的可執(zhí)行文件是如何編譯的，如何加載的，如：PE文件的入口地址如何映射的問題，嘻嘻。（當(dāng)然，我可不知道編譯器的內(nèi)部原理哦，只是想說一下如何對靜態(tài)代碼進行分析，不包括對靜態(tài)代碼加密的哦）

作者: potti_chu 時間: 2008-02-22 15:31
很好,很強大. 來學(xué)習(xí).

作者: renxiaojun_6635 時間: 2008-02-22 21:44
看過，不錯！學(xué)到了！

作者: _LoveLinux 時間: 2008-02-23 11:44
好文，LZ很厲害！��！

[ 本帖最后由 _LoveLinux 于 2008-2-23 11:55 編輯 ]

61254_080216010548.gif (14.25 KB, 下載次數(shù): 81)

作者: aaaaal 時間: 2008-02-26 09:38
佩服
光從排版的精神來說都值得稱贊。

作者: wangjl_sdu 時間: 2008-02-27 09:54
看了，不錯，收下了。

作者: Godbach 時間: 2008-03-06 23:18
感謝LZ的辛苦勞動

作者: bigbear1113 時間: 2008-03-07 22:57
好文章，很值得學(xué)習(xí)！！

作者: wwling2001 時間: 2008-03-09 19:26
標(biāo)題: 回復(fù) #1 獨孤九賤的帖子
好帖啊,頂一下

作者: davidwrk 時間: 2008-03-10 13:22
學(xué)習(xí)了～學(xué)習(xí)了～學(xué)習(xí)了～學(xué)習(xí)了～

作者: vestige 時間: 2008-03-29 12:42
標(biāo)題: 回復(fù) #1 獨孤九賤的帖子
我對這里還有一點疑問：
從軟件的角度上來講，因為它的項只有一個，32位，剛好可以存放與PGD中長度一樣的地址指針。那么所謂先到PUD，到到PMD中做映射轉(zhuǎn)換，就變成了保持原值不變，一一轉(zhuǎn)手就可以了。這樣，就實現(xiàn)了“邏輯上指向一個PUD，再指向一個PDM，但在物理上是直接指向相應(yīng)的PT的這個抽像，因為硬件根本不知道有PUD、PMD這個東西”。

我對“轉(zhuǎn)手”這個過程不太了解，是不是一個32位的線性地址，先從頭10位的PGD中取得PT的入口項，然后由于要兼容4級分頁，需要把這個32位的線性地址拷貝到唯一的PUD入口，再拷貝到PMD入口，然后再得到PT的地址？這樣做的話豈非效率很低？

作者: zx_wing 時間: 2008-03-29 12:58

原帖由 vestige 于 2008-3-29 12:42 發(fā)表
我對這里還有一點疑問：
從軟件的角度上來講，因為它的項只有一個，32位，剛好可以存放與PGD中長度一樣的地址指針。那么所謂先到PUD，到到PMD中做映射轉(zhuǎn)換，就變成了保持原值不變，一一轉(zhuǎn)手就可以了。這樣，就 ...

不是，對頁表的操作，是逐級獲得指向下一級的指針，對于PUD的操作，實際上仍然是返回指向PGD的指針。
這里有段代碼，雖然不是x86頁表操作的代碼，但性質(zhì)是一樣的，可以解釋這個問題。

/*
代碼中所有和pud有關(guān)的部分都是假的，被實現(xiàn)成空函數(shù)，例如pud_alloc_one()、pgd_cmpxchg_rel()等等
*/
pgd = pgd_offset(mm, mpaddr);
again_pgd:
if (unlikely(pgd_none(*pgd))) { // acquire semantics

      pud_t *old_pud = NULL;
      pud = pud_alloc_one(mm, mpaddr);
      if (unlikely(!pgd_cmpxchg_rel(mm, pgd, old_pud, pud))) {
         pud_free(pud);
         goto again_pgd;
      }
}

pud = pud_offset(pgd, mpaddr); //這里仍然返回指向PGD的指針
again_pud:
if (unlikely(pud_none(*pud))) { // acquire semantics

      pmd_t* old_pmd = NULL;
      pmd = pmd_alloc_one(mm, mpaddr);
      if (unlikely(!pud_cmpxchg_rel(mm, pud, old_pmd, pmd))) {
         pmd_free(pmd);
         goto again_pud;
      }
}

pmd = pmd_offset(pud, mpaddr);
again_pmd:
if (unlikely(pmd_none(*pmd))) { // acquire semantics

      pte_t* old_pte = NULL;
      pte_t* pte = pte_alloc_one_kernel(mm, mpaddr);
      if (unlikely(!pmd_cmpxchg_kernel_rel(mm, pmd, old_pte, pte))) {
         pte_free_kernel(pte);
         goto again_pmd;
      }
}

作者: vestige 時間: 2008-03-29 15:49
標(biāo)題: 回復(fù) #80 zx_wing 的帖子
Thanks 樓上 a lot!

我看ULK里講到:
The kernel keeps a position for the Page Upper Directory and the Page Middle Directory by setting the number of entries in them to 1 and mapping these two entries into the proper entry of the Page Global Direcotry.

不知道這里說的proper entry指的什么？
是不是為PUD和PMD在PGD中分配的兩個entry，然后這兩個entry又都指回了PGD?

作者: zx_wing 時間: 2008-03-29 18:50

原帖由 vestige 于 2008-3-29 15:49 發(fā)表
Thanks 樓上 a lot!

我看ULK里講到:
The kernel keeps a position for the Page Upper Directory and the Page Middle Directory by setting the number of entries in them to 1 and mapping these ...

我也不清楚這里的2級paging是什么意思。
我對x86的這部分不是很懂，但剛才去看了一下，確實分配了pmd的，應(yīng)該是三級level。我看的代碼是2.6.20，不知道這個版本還支持2級level不。不太懂，不好意思

作者: vestige 時間: 2008-03-29 19:33
還是感謝zx_wing了，呵呵，我去琢磨琢磨，搞明白了整理個東西出來

作者: hansom6 時間: 2008-03-29 20:24
學(xué)習(xí)了,

作者: new_learner 時間: 2008-04-13 02:29
樓主描述得不錯，生動形象，呵呵

作者: capable 時間: 2008-04-13 12:26
very good！

作者: pro_mise 時間: 2008-04-13 16:29
呵呵，九賤兄幸苦了啊。
to 44：
您提到總線地址是邏輯地址？在x86平臺，對應(yīng)PCI總線，總線地址應(yīng)該是物理地址吧？

作者: szjrabbit 時間: 2008-05-31 23:21
深入淺出，確實是好文，期待作者有更好的文章，新手需要這樣的文章。

作者: minifish 時間: 2008-06-01 10:08

原帖由 pro_mise 于 2008-4-13 16:29 發(fā)表
呵呵，九賤兄幸苦了啊。
to 44：
您提到總線地址是邏輯地址？在x86平臺，對應(yīng)PCI總線，總線地址應(yīng)該是物理地址吧？

這要看44樓提到的地址總線是哪一個級別的？如果是CPU to MMU的話，倒也不能說錯。
如果是FSB或者PCI總線上的地址，那么肯定是物理地址。
嗯，嚴(yán)格的說，F(xiàn)SB上發(fā)出的物理地址不一定完全是內(nèi)存的物理地址
可以去看看Intel MCH的規(guī)范，里面講的比較詳細。

作者: zmhu 時間: 2008-06-03 22:44
very good. study !!!

作者: qingfengjianke 時間: 2008-06-28 09:57
:wink: 55555

作者: 怪怪虎 時間: 2008-06-30 09:38
標(biāo)題: 回復(fù) #1 獨孤九賤的帖子
好帖啊，頂起來~~~~

作者: james_li85 時間: 2008-07-08 16:58
正在看內(nèi)核
強烈頂LZ

作者: hansion3406 時間: 2008-07-11 10:44
這個竟然是我不懂的。。
今天我一定看明白它再下班。。

作者: 冰伊羅 時間: 2008-07-11 18:18
強，本人新手，學(xué)習(xí)ing

作者: 黑胡子 時間: 2008-11-20 09:06
看懂了3分之1 后面就:em12:

作者: linuxfun 時間: 2008-12-23 10:57
提示: 作者被禁止或刪除內(nèi)容自動屏蔽

作者: vincentdpan 時間: 2008-12-26 15:08
有啥好說的，加精��！

作者: whoisliang 時間: 2008-12-28 08:22
學(xué)習(xí)了,感動!

作者: 隨風(fēng)之幻 時間: 2009-01-04 14:14

嗯，先根據(jù)0000100000(32)，在頁目錄數(shù)組中索引，找到其元素中的地址，取其高20位，找到頁表的地址，頁表的地址是由內(nèi)核動態(tài)分配的，接著，再加一個offset，就是最終的物理地址了。

頁表的地址是由內(nèi)核動態(tài)分配的？這句話有問題吧。因為在linux內(nèi)核代碼head.s里面，頁目錄和頁表早就把整個內(nèi)存劃分好的。不存在動態(tài)分配一說。

再說頁目錄的地址是在物理地址0處，跟在頁目錄后面的就是頁表，我實在是無法理解LZ說的頁表的地址由內(nèi)核動態(tài)分配的意思。

[ 本帖最后由隨風(fēng)之幻于 2009-1-4 14:17 編輯 ]

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