Linux記憶體：記憶體管理的實質

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1. 核心初始化：

    * 核心建立好核心頁目錄頁表資料庫，假設實體記憶體大小為len，則建立了[3G--3G+len]::[0--len]這樣的虛地址vaddr和物理地址paddr的線性對應關係；
    * 核心建立一個page數組，page數組和物理頁面系列完全是線性對應，page用來管理該物理頁面狀態，每個物理頁面的虛地址儲存在page->virtual中；
    * 核心建立好一個free_list，將沒有使用的物理頁面對應的page放入其中，已經使用的就不用放入了；

2. 核心模組申請記憶體vaddr = get_free_pages(mask,order)：

    * 記憶體管理模組從free_list找到一個page，將page->virtual作為傳回值，該傳回值就是對應物理頁面的虛地址；
    * 將page從free_list中脫離；
    * 模組使用該虛擬位址操作對應的實體記憶體；

3. 核心模組使用vaddr，例如執行指令mov(eax, vaddr)：

    * CPU獲得vaddr這個虛地址，利用建立好的頁目錄頁表資料庫，找到其對應的實體記憶體地址；
    * 將eax的內容寫入vaddr對應的實體記憶體地址內；

4. 核心模組釋放記憶體free_pages(vaddr,order)：

    * 依據vaddr找到對應的page；
    * 將該page加入到free_list中；

5. 使用者進程申請記憶體vaddr = malloc(size)：

    * 記憶體管理模組從使用者進程記憶體空間(0--3G)中找到一塊還沒使用的空間vm_area_struct(start--end)；
    * 隨後將其插入到task->mm->mmap鏈表中；

6. 使用者進程寫入vaddr(0-3G)，例如執行指令mov(eax, vaddr)：

    * CPU獲得vaddr這個虛地址，該虛地址應該已經由glibc庫設定好了，一定在3G一下的某個地區，根據CR3寄存器指向的current->pgd查當前進程的頁目錄頁表資料庫，發現該vaddr對應的頁目錄表項為0，故產生異常；
    * 在異常處理中，發現該vaddr對應的vm_area_struct已經存在，為vaddr對應的頁目錄表項分配一個頁表；
    * 隨後從free_list找到一個page，將該page對應的物理頁面物理首地址賦給vaddr對應的頁表表項，很明顯，此時的vaddr和paddr不是線性對應關係了；
    * 將page從free_list中脫離；
    * 異常處理返回；
    * CPU重新執行剛剛發生異常的指令mov(eax, vaddr)；
    * CPU獲得vaddr這個虛地址，根據CR3寄存器指向的current->pgd，利用建立好的頁目錄頁表資料庫，找到其對應的實體記憶體地址；
    * 將eax的內容寫入vaddr對應的實體記憶體地址內；  

7. 使用者進程釋放記憶體vaddr，free(vaddr)：

    * 找到該vaddr所在的vm_area_struct；
    * 找到vm_area_struct:start--end對應的所有頁目錄頁表項，清空對應的所有頁表項；
    * 釋放這些頁表項指向物理頁面所對應的page，並將這些page加入到free_list隊列中；
    * 有必要還會清空一些頁目錄表項，並釋放這些頁目錄表項指向的頁表；
    * 從task->mm->mmap鏈中刪除該vm_area_struct並釋放掉；

綜合說明：

    * 可用實體記憶體就是free_list中各page對應的實體記憶體；
    * 頁目錄頁表資料庫的主要目的是為CPU訪問實體記憶體時轉換vaddr-->paddr使用，分配以及釋放記憶體時不會用到，但是需要核心記憶體管理系統在合適時機為CPU建立好該庫；
    * 對於使用者進程在6中獲得的物理頁面，有兩個頁表項對應，一個就是核心頁目錄頁表資料庫的某個pte[i ]，一個就是當前進程核心頁目錄頁表資料庫的某個 pte[j]，但是只有一個page和其對應。如果此時調度到其他進程，其他進程申請並訪問某個記憶體，則不會涉及到該物理頁面，因為其分配時首先要從 free_list中找一個page，而該物理頁面對應的page已經從free_list中脫離出來了，因此不存在該物理頁面被其他進程改寫操作的情況。核心中通過get_free_pages等方式擷取記憶體時，也不會涉及到該物理頁面，原理同前所述。