Linux2.6虛擬記憶體管理

除了分段管理中的LDT和GDT有較大改動，分頁管理中增加了三級分頁模型以外，大部分內容可以參考Linux0.12-記憶體定址

一、分段管理：

1.Linux中，段基址總是0，邏輯地址與線性地址是一致的。

或者說，在Linux中，沒有實際上地使用分段機制

2.一個進程可以使用一個GDT和一個LDT

GDT包含：

（1）LDT在GDT中的描述符

（2）3個局部段描述符

（3）3個與進階電源管理相關的段

（4）5個PnP的BIOS服務程式相關的段

（5）1個特殊的TSS段

（6）1個任務狀態段TSS

（7）核心態和使用者態的程式碼片段和資料區段（共4個）

LDT包含：8191個段

大多數使用者態下的Linux程式不使用KDT，因此核心定義了一個預設的LDT供大多數進程共用。

3.GDT第0項不用，因為防止在加電後段寄存器未經初始化就進入保護模式並使用GDT

二、分頁管理：

1.幾種分頁模型的比較

	二級分頁模型	三級分頁模型	四級分頁模型
作業系統支援	Linux2.6.10以前	Linux2.6.10	Linux2.6.11
物理支援	32位	啟用實體位址延伸（PAE）的32位（物理地址36位，線性地址32位）	64位
線性地址格式	10位PD + 10位PT + 12位offset	2位PGD + 9位PMD + 9位PT + 12位offset	9位PGD + 9位PUD + 9位PMD + 9位PT + 12位offset
頁表項結構	20位物理地址 + 12位標誌位	24位物理地址 + 12位標誌位
頁面大小	4K	4K
頁框數	2^20	2^24
頁表項大小	4B	8B
頁表總大小	4MB	128MB
一頁頁表包含的頁表項數	1024	512

計算方法：

頁框大小 = 2 ^ offset

頁框數 = 實體記憶體大小 / 頁框大小

頁表項大小 = 頁表長度 / 8

頁表總大小 = 頁框數 * 頁表項大小

一頁頁表包含的頁表項 = 頁面大小 / 頁表項大小

幾級分布就要訪問幾次記憶體

2.為了緩解CPU與RAM之間的速度不匹配，在分頁單元與主記憶體之間，插入一個快取單元cache。

N路組關聯的快取：主存中的任意一個行可以存放在快取N行中的任意一行。

訪問一個RAM儲存單元時，先與快取中的這N行進行匹配

3.為了加快線性地址的轉換，引入了TLB

當CPU的cr3寄存器被修改時，本地TLB自動無效

cr3存放的是PD的基址（這是一個物理地址）、

分段沒有類似的機制，因為段址是二維的。

4.為了使二級頁表模型與三級頁表模型相容，當使用二級頁表時，頁中間目錄僅含有一個指向下屬頁表的目錄項

5.主核心頁全域目錄：

核心維持著一組自己使用的頁表，駐留在主核心頁全域目錄中

主核心頁全域目錄的最高目錄項部分作為參考模型，為系統中的每個普通進程對應的頁全域目錄項提供參考模型

核心頁表的初始化是的實模式下進行的，此時分頁功能還沒有啟用。具體過程參見Linux2.6實體記憶體管理

6.核心線程並不擁有自己的頁表集，它們使用剛在CPU上執行過的普通進程的頁表集

核心線程不訪問使用者態地址空間。

7.記憶體定址過程中出現頁面異常時的處理過程：

圖中的連線沒畫箭頭，都是從左往右指