萬字，整理了Linux內(nèi)存管理所有知識點(diǎn)

Linux內(nèi)存管理之CPU訪問內(nèi)存的過程

1. TLB：MMU工作的過程就是查詢頁表的過程。如果把頁表放在內(nèi)存中查詢的時(shí)候開銷太大，因此為了提高查找效率，專門用一小片訪問更快的區(qū)域存放地址轉(zhuǎn)換條目。（當(dāng)頁表內(nèi)容有變化的時(shí)候，需要清除TLB，以防止地址映射出錯(cuò)。）
2. Caches：cpu和內(nèi)存之間的緩存機(jī)制，用于提高訪問速率，armv8架構(gòu)的話上圖的caches其實(shí)是L2 Cache，這里就不做進(jìn)一步解釋了。

虛擬地址轉(zhuǎn)換為物理地址的本質(zhì)

1. 從CR3寄存器中讀取頁目錄所在物理頁面的基址(即所謂的頁目錄基址)，從線性地址的第一部分獲取頁目錄項(xiàng)的索引，兩者相加得到頁目錄項(xiàng)的物理地址。
2. 第一次讀取內(nèi)存得到pgd_t結(jié)構(gòu)的目錄項(xiàng)，從中取出物理頁基址取出，即頁上級頁目錄的物理基地址。
3. 從線性地址的第二部分中取出頁上級目錄項(xiàng)的索引，與頁上級目錄基地址相加得到頁上級目錄項(xiàng)的物理地址。
4. 第二次讀取內(nèi)存得到pud_t結(jié)構(gòu)的目錄項(xiàng)，從中取出頁中間目錄的物理基地址。
5. 從線性地址的第三部分中取出頁中間目錄項(xiàng)的索引，與頁中間目錄基址相加得到頁中間目錄項(xiàng)的物理地址。
6. 第三次讀取內(nèi)存得到pmd_t結(jié)構(gòu)的目錄項(xiàng)，從中取出頁表的物理基地址。
7. 從線性地址的第四部分中取出頁表項(xiàng)的索引，與頁表基址相加得到頁表項(xiàng)的物理地址。
8. 第四次讀取內(nèi)存得到pte_t結(jié)構(gòu)的目錄項(xiàng)，從中取出物理頁的基地址。
9. 從線性地址的第五部分中取出物理頁內(nèi)偏移量，與物理頁基址相加得到最終的物理地址。
10. 第五次讀取內(nèi)存得到最終要訪問的數(shù)據(jù)。

Linux內(nèi)存初始化

創(chuàng)建啟動頁表：

• identity map：是指把idmap_text區(qū)域的物理地址映射到相等的虛擬地址上，這種映射完成后，其虛擬地址等于物理地址。idmap_text區(qū)域都是一些打開MMU相關(guān)的代碼。
• kernel image map：將kernel運(yùn)行需要的地址（kernel txt、rodata、data、bss等等）進(jìn)行映射。

arch/arm64/kernel/head.S:
ENTRY(stext)
bl      preserve_boot_args
bl      el2_setup                       // Drop to EL1, w0=cpu_boot_mode
adrp    x23, __PHYS_OFFSET
and     x23, x23, MIN_KIMG_ALIGN - 1    // KASLR offset, defaults to 0
bl      set_cpu_boot_mode_flag
bl      __create_page_tables
/*
* The following calls CPU setup code, see arch/arm64/mm/proc.S for
* details.
* On return, the CPU will be ready for the MMU to be turned on and
* the TCR will have been set.
*/
bl      __cpu_setup                     // initialise processor
b       __primary_switch
ENDPROC(stext)
__create_page_tables主要執(zhí)行的就是identity map和kernel image map：
__create_page_tables:
......
create_pgd_entry x0, x3, x5, x6
mov     x5, x3                          // __pa(__idmap_text_start)
adr_l   x6, __idmap_text_end            // __pa(__idmap_text_end)
create_block_map x0, x7, x3, x5, x6

/*
* Map the kernel image (starting with PHYS_OFFSET).
*/
adrp    x0, swapper_pg_dir
mov_q   x5, KIMAGE_VADDR   TEXT_OFFSET  // compile time __va(_text)
add     x5, x5, x23                     // add KASLR displacement
create_pgd_entry x0, x5, x3, x6
adrp    x6, _end                        // runtime __pa(_end)
adrp    x3, _text                       // runtime __pa(_text)
sub     x6, x6, x3                      // _end - _text
add     x6, x6, x5                      // runtime __va(_end)
create_block_map x0, x7, x3, x5, x6
......
其中調(diào)用create_pgd_entry進(jìn)行PGD及所有中間level(PUD, PMD)頁表的創(chuàng)建，調(diào)用create_block_map進(jìn)行PTE頁表的映射。關(guān)于四級頁表的關(guān)系如下圖所示，這里就不進(jìn)一步解釋了。

1. 物理內(nèi)存進(jìn)系統(tǒng)前
2. 用memblock模塊來對內(nèi)存進(jìn)行管理
3. 頁表映射
4. zone初始化

Linux是如何組織物理內(nèi)存的？

• node 目前計(jì)算機(jī)系統(tǒng)有兩種體系結(jié)構(gòu)：

1. 非一致性內(nèi)存訪問 NUMA（Non-Uniform Memory Access）意思是內(nèi)存被劃分為各個(gè)node，訪問一個(gè)node花費(fèi)的時(shí)間取決于CPU離這個(gè)node的距離。每一個(gè)cpu內(nèi)部有一個(gè)本地的node，訪問本地node時(shí)間比訪問其他node的速度快
2. 一致性內(nèi)存訪問 UMA（Uniform Memory Access）也可以稱為SMP（Symmetric Multi-Process）對稱多處理器。意思是所有的處理器訪問內(nèi)存花費(fèi)的時(shí)間是一樣的。也可以理解整個(gè)內(nèi)存只有一個(gè)node。

• zone

• page

• page frame

• page frame num(pfn)

• pfn和page的關(guān)系

Linux分區(qū)頁框分配器

• 如果要求從DMA區(qū)中獲取，就只能從ZONE_DMA區(qū)中獲取。
• 如果沒有規(guī)定從哪個(gè)區(qū)獲取，就按照順序從 ZONE_NORMAL -> ZONE_DMA 獲取。
• 如果規(guī)定從HIGHMEM區(qū)獲取，就按照順序從 ZONE_HIGHMEM -> ZONE_NORMAL -> ZONE_DMA 獲取。