看圖說話：學(xué)習(xí)Linux內(nèi)核(1)-ver-1.0.ppt

1、看圖說話：學(xué)習(xí)Linux內(nèi)核(1)-ver1.0 以內(nèi)存管理為線索,騰訊研究院/北京分院/無線組 周曉波(xiaobozhou) 2010-03-29,提綱,前言 概述 Linux發(fā)展簡史 Linux內(nèi)核簡介 內(nèi)存管理 實模式 保護(hù)模式 虛擬地址到物理地址的總體映射關(guān)系（分區(qū)） 進(jìn)程內(nèi)存空間布局 內(nèi)核態(tài)虛擬地址空間 異常、中斷、陷入、軟中斷、軟件中斷、底半(BH) 上下文、搶占、內(nèi)核棧、中斷棧 總結(jié),前言,內(nèi)核 操作系統(tǒng) 內(nèi)核：管理硬件資源，提供進(jìn)程運行環(huán)境 設(shè)備管理 進(jìn)程管理 內(nèi)存管理 文件管理 操作系統(tǒng)：內(nèi)核+系統(tǒng)軟件+其他常用軟件 核心進(jìn)程 編輯器 交互界面等,前言(cont.1),操作

2、系統(tǒng)（內(nèi)核）的講法 內(nèi)存管理 系統(tǒng)調(diào)用 中斷處理 內(nèi)核同步 I/O管理 文件系統(tǒng). 我們 以內(nèi)存管理為線索，把部分幾個串起來,提綱,前言 概述 Linux發(fā)展簡史 Linux內(nèi)核簡介 內(nèi)存管理 實模式 保護(hù)模式 虛擬地址到物理地址的總體映射關(guān)系（分區(qū)） 進(jìn)程內(nèi)存空間布局 內(nèi)核態(tài)虛擬地址空間 異常、中斷、陷入、軟中斷、軟件中斷、底半(BH) 上下文、搶占、內(nèi)核棧、中斷棧 總結(jié),概述,約定 用Linux表示使用Linux內(nèi)核的操作系統(tǒng)，即發(fā)行版本，如Debian 用Linux內(nèi)核來表達(dá)一個內(nèi)核 Linux發(fā)展簡史 Linux是一個UNIX-like操作系統(tǒng)內(nèi)核 UNIX是個商標(biāo)，被Open Gro

3、up擁有 UNIX用來表達(dá)符合Unix標(biāo)準(zhǔn)的操作系統(tǒng) 被Open Group的“Single UNIX Specification”認(rèn)證通過才可使用UNIX商標(biāo)，否則被稱為UNIX-like系統(tǒng) Linux發(fā)展的三條線索 UNIX的發(fā)展 GNU的發(fā)展 Linux內(nèi)核的出現(xiàn),概述(cont.1),Linux發(fā)展的三條線索 UNIX的發(fā)展 世界上沒有一個操作系統(tǒng)叫UNIX白馬非馬 1969年，Ken Thompson和Dennis Ritchie在AT&T貝爾實驗室實現(xiàn)了UnixMultics涅磐 1973年，用C語言重寫Unix飛速發(fā)展 AT&T以分發(fā)許可證的方式，把Unix分發(fā)給大學(xué)和研究機(jī)構(gòu)

4、，及至Unix第六版，AT&T意識到商業(yè)價值，成立USL，并宣布對Unix所有權(quán)開放到封閉 同時伯克利成立CSRG，開發(fā)并發(fā)布BSD UnixTcp/IP AT&T引入BSD的一些優(yōu)點，發(fā)布Unix System V它和BSD成為現(xiàn)代UNIX的兩個分支 很多公司基于這兩個分支發(fā)布自己的系統(tǒng)Solaris，HP-UX，AIX等商業(yè)版本繁榮 POSIX標(biāo)準(zhǔn)化,概述(cont.2),Linux發(fā)展的三條線索 GNU的發(fā)展 UNIX并不是免費的，其軟件也不是開源的 Richard Stallman在1983年發(fā)起開源軟件項目，為了構(gòu)建一個免費的操作系統(tǒng)：包括編輯器、編譯器、文本處理和內(nèi)核等 很多UNI

5、X上的軟件都被重寫，并以GPL發(fā)布 Emacs和GCC是旗艦項目,概述(cont.3),Linux發(fā)展的三條線索 Linux內(nèi)核出現(xiàn) GNU已經(jīng)完成了對幾乎全部UNIX的軟件的重寫，除了內(nèi)核 GNU的內(nèi)核項目Hurd，進(jìn)展緩慢 1991年，Linus Torvalds在一個教學(xué)的UNIX-like的操作系統(tǒng)Minix基礎(chǔ)上開發(fā)了Linux內(nèi)核，并以GPL發(fā)布 Linux內(nèi)核實現(xiàn)了Posix標(biāo)準(zhǔn)，能很好的和GNU軟件配合，成為了GNU系統(tǒng)的內(nèi)核 Linux內(nèi)核飛速發(fā)展，很多公司利用GNU軟件+Linux內(nèi)核發(fā)布自己的操作系統(tǒng)，例如RedHat、Debian、FedoraCore和Gentoo等，

6、這些系統(tǒng)被稱為GNU/Linux系統(tǒng)，一般就直接叫做Linux,概述(cont.4),UNIX及UNIX-like系統(tǒng)的族譜,概述(cont.5),Linux內(nèi)核簡介 特點 實現(xiàn)Posix標(biāo)準(zhǔn)，BSD和System V擇優(yōu)實現(xiàn) 單內(nèi)核 模塊動態(tài)加載 支持進(jìn)程搶占和內(nèi)核搶占 獨特的線程實現(xiàn)方式 有限的支持內(nèi)核線程 面向?qū)ο蟮脑O(shè)備管理框架 使用GCC編譯 .,提綱,前言 概述 Linux發(fā)展簡史 Linux內(nèi)核簡介 內(nèi)存管理 實模式 保護(hù)模式 虛擬地址到物理地址的總體映射關(guān)系（分區(qū)） 進(jìn)程內(nèi)存空間布局 內(nèi)核態(tài)虛擬地址空間 異常、中斷、陷入、軟中斷、軟件中斷、底半(BH) 上下文、搶占、內(nèi)核棧、中斷

7、棧 總結(jié),內(nèi)存管理,概述 一個計算機(jī)系統(tǒng)（硬件）包括： 中央處理器 存儲器 外設(shè) 存儲器 是一切操作的場地（Arena） 操作系統(tǒng)的操作都必須在一個內(nèi)存空間中完成 運行進(jìn)程 中斷處理 系統(tǒng)服務(wù) I/O處理 解析內(nèi)存管理的思路： 硬件支持和接口 Linux對內(nèi)核態(tài)虛擬地址的映射 用戶態(tài)虛擬地址的映射,內(nèi)存管理(cont.1),涉及到的機(jī)制 硬件方面：分段/分頁/TLB/Cache 軟件方面：分頁/VMA 8086(16位系統(tǒng)）只有分段機(jī)制 20bit的物理地址 = 段地址 x 16 + 偏移地址,16bit,0000,16bit,輸入：段地址（在段寄存器里）,20bit,20bit,輸出：物理地

8、址進(jìn)地址線,輸入：偏移地址,內(nèi)存管理(cont.1),8086(16位系統(tǒng)）只有分段機(jī)制 總結(jié) 通過分段機(jī)制把“段地址”和“偏移地址”轉(zhuǎn)化成物理地址,分段單元,偏移地址,段地址,物理地址,內(nèi)存管理(cont.2),80 x86的分段/分頁 概述： 通過分段機(jī)制把“段選擇符”和“邏輯地址”轉(zhuǎn)換成“線性地址（也稱虛擬地址）” 通過分頁機(jī)制把“虛擬地址”轉(zhuǎn)換成“物理地址”,分段單元,邏輯地址,段選擇符（給出段地址）,線性地址,分頁單元,物理地址,內(nèi)存管理(cont.3),80 x86的分段/分頁 分段概覽,16bit,輸入：段選擇符（段寄存器）,32bit,輸入：邏輯地址,段描述符,內(nèi)存中：段描述符

9、表,內(nèi)存的某段,段地址,某字節(jié),32bit,輸出：線性地址,段地址,內(nèi)存管理(cont.4),80 x86的分段/分頁 分段實現(xiàn) 段描述符表怎么找到？ GDTR或LDTR寄存器 由段選擇符的TI比特決定GDTR還是LDTR 段描述符查找過程優(yōu)化 有一個非編程寄存器（8字節(jié)？） 當(dāng)一個段選擇符被裝入段寄存器時，相應(yīng)的段描述符就被裝入該非編程寄存器中。 Linux在80 x86平臺上的分段 段基地址都是0 x00000000 線性地址=邏輯地址 四個主要段 用戶代碼段、用戶數(shù)據(jù)段、內(nèi)核代碼段和內(nèi)核數(shù)據(jù)段 段選擇符中的RPL CPU當(dāng)前級別CPL：內(nèi)核態(tài)和用戶段（其實有4個） 段描述符中DPL 該段

10、的級別DPL：當(dāng)CPL高于DPL時可被訪問,13bit的index,1bit的TI,2bit的RPL,段選擇符,內(nèi)存管理(cont.5),輸入：段選擇符（段寄存器）,32bit,輸入：邏輯地址,段描述符,內(nèi)存中：段描述符表,內(nèi)存的某段,段地址,某字節(jié),32bit,輸出：線性地址,段地址,GDTR/LDTR,8,32bit,內(nèi)存管理(cont.6),80 x86的分段/分頁 分頁概覽 分頁 打白條，拆東墻補西墻 也可能相反 把線性地址（虛擬地址）空間中的某塊和物理地址（物理內(nèi)存）中的某塊映射起來 利用索引找到基地址 加上偏移量 這種映射是以固定大?。摚閱挝?80 x86是4096，但是支持?jǐn)U

11、展分頁到4M 其過程是： 先分指標(biāo)，按需給實物 究其本質(zhì)： 把虛擬地址空間（指標(biāo)）的分配和實物（物理內(nèi)存）的分配解耦 推理： 如果虛擬地址空間對應(yīng)的不是物理內(nèi)存呢？,內(nèi)存管理(cont.7),80 x86中的分段/分頁 分頁實現(xiàn)：硬件？軟件？ 硬件支持的常規(guī)分頁方式：2級（注意頁目錄項/頁表項都是4字節(jié)，其中20bit用于和偏移量來合成物理地址）,10bit頁目錄索引,10bit頁表索引,12bit頁內(nèi)偏移,由分段機(jī)制產(chǎn)生出來的線性地址,頁目錄基地址的物理地址,CR3寄存器,頁目錄項,頁目錄,頁表項,頁表,物理內(nèi)存頁,某字節(jié),第0bit,第31bit,內(nèi)存管理(cont.8),80 x86中的

12、分段/分頁 分頁實現(xiàn) 硬件支持的擴(kuò)展分頁(4M或2M) 注意兼容性的考慮,10bit頁目錄索引,22bit頁表索引,由分段機(jī)制產(chǎn)生出來的線性地址,頁目錄基地址的物理地址,CR3寄存器,頁目錄項,頁目錄,物理內(nèi)存頁4M,某字節(jié),第0bit,第31bit,內(nèi)存管理(cont.9),80 x86分段/分頁 分頁機(jī)制的硬件支持回顧 硬件做了什么？為什么說這是硬件支持的？ 多級分頁時，查找頁表的過程是硬件完成的嗎？ 這個過程中需要軟件支持嗎？ 分頁機(jī)制對線性地址的解析是10/10/12，擴(kuò)展分頁是10/22。能不能是13/10，或者其他？能隨便分配嗎？ 拆東墻補西墻的反例是什么？,內(nèi)存管理(cont.1

13、0),80 x86的分段/分頁 當(dāng)物理內(nèi)存大于4G時，如何利用之 80 x86的尋址能力是64G(36bit地址寬度） PAE和PSE，PSE不被Linux支持 原理很簡單，32 36 實現(xiàn)很難： 區(qū)分虛擬地址空間 兼容擴(kuò)展分頁機(jī)制 注意這是硬件層面 因為已經(jīng)解耦，頁表項存的 基地址+頁內(nèi)偏移=36即可,內(nèi)存管理(cont.10),80 x86分段/分頁 PAE的實現(xiàn)，先看常規(guī)分頁的圖：,這里還有 一個變量,10bit頁目錄索引,10bit頁表索引,12bit頁內(nèi)偏移,由分段機(jī)制產(chǎn)生出來的線性地址,頁目錄基地址的物理地址,CR3寄存器,頁目錄項,頁目錄,頁表項,頁表,物理內(nèi)存頁,某字節(jié),第0b

14、it,第31bit,內(nèi)存管理(cont.10),80 x86分段/分頁 PAE的實現(xiàn)：增加一級（注意頁表項/頁目錄項是8字節(jié)，其中24bit用于和頁內(nèi)偏移來合成物理地址） CR3每指定一個PDPT就可以尋址4G 如何在程序中使用呢？,2bit PDPT,9bit頁表索引,12bit頁內(nèi)偏移,由分段機(jī)制產(chǎn)生出來的線性地址,PDPT基地址的物理地址,CR3寄存器,頁目錄項,頁目錄,頁表項,頁表,物理內(nèi)存頁,某字節(jié),第0bit,第31bit,標(biāo)志是否開啟PAE,CR4寄存器,9bit頁目錄索引,PDPT項,PDPT,內(nèi)存管理(cont.11),80 x86內(nèi)存訪問優(yōu)化 TLB和Cache TLB 緩

15、存已經(jīng)轉(zhuǎn)換好的對 當(dāng)CR3的值發(fā)生變化時，所有表項失效,標(biāo)記,物理地址,0/1,標(biāo)記,物理地址,0/1,內(nèi)存管理(cont.12),80 x86內(nèi)存訪問優(yōu)化 Cache 改善分頁機(jī)制 緩存對 直接映射 全關(guān)聯(lián)映射 組關(guān)聯(lián)映射,標(biāo)記,某塊內(nèi)存 （多字節(jié)）,標(biāo)記,標(biāo)記,內(nèi)存中的塊和緩存中的塊是多對一，而且不可變。 例如：內(nèi)存塊映射到內(nèi)存塊基地址mod緩存的總塊數(shù),直接映射,某塊內(nèi)存 （多字節(jié)）,某塊內(nèi)存 （多字節(jié)）,內(nèi)存塊號,塊內(nèi)偏移,函數(shù)運算,線性地址,內(nèi)存管理(cont.13),80 x86內(nèi)存訪問優(yōu)化 Cache,全關(guān)聯(lián)中，緩存中的塊 和物理內(nèi)存中的塊沒有 函數(shù)關(guān)系，必須挨個比 較“標(biāo)記”來

16、檢查緩存中是 有該塊。 硬件可以用一次比較來 實現(xiàn)，但是復(fù)雜度高。,標(biāo)記,某塊內(nèi)存 （多字節(jié)）,標(biāo)記,標(biāo)記,全關(guān)聯(lián)映射,某塊內(nèi)存 （多字節(jié)）,某塊內(nèi)存 （多字節(jié)）,內(nèi)存塊號,塊內(nèi)偏移,比較運算,線性地址,內(nèi)存管理(cont.14),80 x86內(nèi)存訪問優(yōu)化 Cache,組關(guān)聯(lián)中 物理內(nèi)存和緩存都被分成N組， 第k組的內(nèi)存塊被映射到緩存 第k組。 第k組中的第i塊被映射到緩存 第k組的任意一塊（無函數(shù)關(guān) 系），而且顯然內(nèi)存第k組的 塊數(shù)遠(yuǎn)大于緩存第k組的塊數(shù)。,標(biāo)記,某塊內(nèi)存 （多字節(jié)）,標(biāo)記,標(biāo)記,組關(guān)聯(lián)映射,某塊內(nèi)存 （多字節(jié)）,某塊內(nèi)存 （多字節(jié)）,內(nèi)存塊號,塊內(nèi)偏移,比較運算,線性地址,

17、標(biāo)記,某塊內(nèi)存 （多字節(jié)）,標(biāo)記,某塊內(nèi)存 （多字節(jié)）,組號,內(nèi)存管理(cont.15),Linux內(nèi)核對分頁的實現(xiàn) 數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)實現(xiàn)了四級，用一套代碼實現(xiàn)多種場景 常規(guī)分頁需2級，擴(kuò)展分頁需1級，PAE需3級，PAE且擴(kuò)展分頁需2級，x86_64需4級,頁全局目錄,頁上級目錄,頁中級目錄,頁表,偏移,頁全局目錄基地址物理地址,CR3寄存器,頁全局目錄,頁上級目錄,頁中級目錄,頁目錄,頁,內(nèi)存管理(cont.16),內(nèi)存管理總結(jié) 實模式 vs 保護(hù)模式 實模式下分段 保護(hù)模式下的分段 保護(hù)模式下的分頁 TLB結(jié)構(gòu) 擴(kuò)展分頁機(jī)制 PAE機(jī)制 Cache結(jié)構(gòu) Linux內(nèi)核的實現(xiàn) 代碼復(fù)用 軟件（內(nèi)核

18、或用戶軟件）訪問內(nèi)存的方式 給出段選擇符/邏輯地址 也就是說，不能直接用物理地址 只有實模式可以直接用物理地址 理解和區(qū)分硬件軟件所做的工作,內(nèi)存管理(cont.17),物理內(nèi)存布局 以頁框為單位（物理頁叫頁框Page Frame，線性地址空間中的頁就叫頁Page） 并不是所有物理內(nèi)存（地址空間）都可以被使用 下表是一個128MB內(nèi)存的機(jī)器啟動時BIOS上報的物理地址布局,64位機(jī)器32位Linux啟動時BIOS上報的物理內(nèi)存信息,64位Linux啟動時BIOS上報的物理內(nèi)存信息,32位機(jī)器32位Linux啟動時BIOS上報的物理內(nèi)存信息,沒有找到32位機(jī)器 -_-b,內(nèi)存管理(cont.18

19、),虛擬地址空間到物理地址空間的總體映射關(guān)系 分三個區(qū) ZONE_DMA(ZONE_DMA32) x86只能用物理地址016M，不是說這16M只能用于DMA 有些體系結(jié)構(gòu)可以用所有物理內(nèi)存 ZONE_HIGHMEM x86上大于896M的物理地址空間 如果物理地址少于896M則無需highmem 這個區(qū)的物理地址可以動態(tài)映射到虛擬地址空間 需要時映射，且映射沒有函數(shù)關(guān)系 ZONE_NORMAL 剩下的都是ZONE_NORMAL 這些物理地址可以被虛擬地址直接映射 虛擬地址減去3G(PAGE_OFFSET宏)即可 物理內(nèi)存大于1G時，由于內(nèi)核虛擬地址空間只有1G，直接映射方式導(dǎo)致內(nèi)核無法使用大于

20、1G的物理內(nèi)存，因此需要動態(tài)映射。 這個區(qū)的物理地址也可以被動態(tài)映射給用戶態(tài)（內(nèi)核態(tài)呢？），即直接映射是一種優(yōu)化，不是說這段物理地址就被預(yù)留。 映射平衡：平衡三個區(qū)的物理內(nèi)存使用，主要是normal和heighmem,問題：normal區(qū)的物理地址如果被映射給用戶空間虛擬地址了，內(nèi)核要用的時候怎么辦？,內(nèi)存管理(cont.19),物理內(nèi)存的分區(qū) 內(nèi)核用幾個變量來描述物理內(nèi)存布局 num_physpages totalram_pages max_pfn min_low_pfn max_low_pfn totalhigh_pages highstart_pfn heighend_pfn,0 x00

21、000000,0 xXXXXXXXX,0 x00000000,0 xXXXXXXXX,ZONE_NORMAL 和ZONE_DMA,ZONE_HIGHMEM,ZONE_NORMAL 和ZONE_DMA,提綱,前言 概述 Linux發(fā)展簡史 Linux內(nèi)核簡介 內(nèi)存管理 實模式 保護(hù)模式 虛擬地址到物理地址的總體映射關(guān)系（分區(qū)） 進(jìn)程內(nèi)存空間布局 內(nèi)核態(tài)虛擬地址空間 異常、中斷、陷入、軟中斷、軟件中斷、底半(BH) 上下文、搶占、內(nèi)核棧、中斷棧 總結(jié),進(jìn)程地址空間分布,概述 進(jìn)程地址空間 內(nèi)核空間（進(jìn)程在內(nèi)核態(tài)時可訪問） 用戶空間（進(jìn)程在內(nèi)核態(tài)和用戶態(tài)都可訪問） 地址空間的劃分 通過分頁機(jī)制來讓每

22、個進(jìn)程都有一個全虛擬地址空間 段選擇符來標(biāo)識Ring0-3 從進(jìn)程頁表和內(nèi)核頁表說起 頁全局目錄 每個進(jìn)程的頁全局目錄的前一部分是用戶空間的 后一部分都是相同的，是內(nèi)核空間 各進(jìn)程的內(nèi)核空間完全相同嗎？內(nèi)核棧呢？完全相同 內(nèi)核空間有一部分不是永久映射，不同的進(jìn)程映射到不同物理內(nèi)存，U區(qū) 內(nèi)核頁全局目錄 從未被使用 是頁全局目錄的后半部分的模板,進(jìn)程地址空間分布(cont.1),頁全局目錄,頁上級目錄,頁中級目錄,頁表,偏移,頁全局目錄基地址物理地址,CR3寄存器,頁全局目錄,頁上級目錄,頁中級目錄,頁目錄,頁,內(nèi)核頁全局目錄,不同進(jìn)程有不同的頁全局目錄；但是下部分是相同的。,進(jìn)程地址空間分布(

23、cont.2),頁表結(jié)構(gòu) 永久映射 vs 臨時映射 永久映射是線性地址和物理地址固定映射，物理頁框不會被換出(swap)到硬盤 臨時映射是分配“指標(biāo)”和分配“實物(即物理內(nèi)存)”兩步走，利用缺頁異常來實現(xiàn)分配“實物” 進(jìn)程線性地址空間可分為： 用戶態(tài)動態(tài)映射地址 內(nèi)核態(tài)直接映射地址 內(nèi)核態(tài)動態(tài)映射地址 先看虛擬地址空間和物理地址空間的映射的總體情況,進(jìn)程地址空間分布(cont.3),0 x00000000,0 xFFFFFFFF,進(jìn)程的線性地址空間,0 xC0000000,0 x00000000,x86體系物理內(nèi)存,0 xFFFFFFFF,0 x01000000,016M用于DMA ZONE_

24、DMA,0 x38000000,16896M為 ZONE_NORMAL,896M以上為 ZONE_HIGHMEM,內(nèi)核空間,high_memory標(biāo)識了 動態(tài)映射的起始點第一 個（不對）物理地址 直接映射后的虛擬地址,物理內(nèi)存1G時的線性地址和物理地址總體映射,進(jìn)程地址空間分布(cont.4),0 x00000000,0 xFFFFFFFF,進(jìn)程的線性地址空間,0 xC0000000,0 x00000000,x86體系物理內(nèi)存,0 xXXXXXXXX896M,0 x01000000,DMA只能從這里取 016M 稱為ZONE_DMA,ZONE_NORMAL,內(nèi)核空間,high_memory標(biāo)識

25、了 動態(tài)映射的起始點，就 是第896M字節(jié)物理地址 直接映射后的虛擬地址,物理內(nèi)存1G時的線性地址和物理地址總體映射,進(jìn)程地址空間分布(cont.5),進(jìn)程地址空間布局 前面介紹了 物理內(nèi)存的布局 虛擬地址空間和物理地址空間的大體映射規(guī)則（即分區(qū)） 現(xiàn)在需要 細(xì)化虛擬地址空間的布局 如何實現(xiàn)這種布局,進(jìn)程地址空間分布(cont.6),虛擬地址空間的劃分 用戶空間 03G 內(nèi)核空間 3G4G 虛擬地址空間的維護(hù) 每個進(jìn)程對象（struct task_struct結(jié)構(gòu)）有一個內(nèi)存描述符(struct mm_struct結(jié)構(gòu))，全權(quán)維護(hù)該進(jìn)程的虛擬地址空間 內(nèi)存描述符通過一個VMA鏈表（及紅黑樹）實

26、現(xiàn)對虛擬地址空間的維護(hù),struct task_struct,mm,struct mm_struct,mm_map,struct vm_area_struct,vm_start,vm_end,vm_file,vm_ops,struct vm_area_struct,vm_start,vm_end,虛擬地址03G,文件描述符,進(jìn)程地址空間分布(cont.7),VMA 為什么要VMA 3G空間太大，需要分段維護(hù) 3G空間不是被順序使用的 和可執(zhí)行文件的結(jié)構(gòu)有關(guān) 和可執(zhí)行文件的加載過程有關(guān) 解耦虛擬地址空間的使用（可以認(rèn)為加入VMA層）,VMA層,操作某個虛擬地址,分段/TLB,頁表/Cache,物

27、理內(nèi)存,進(jìn)程地址空間分布(cont.8),1，可執(zhí)行文件映像 2，libc映像 3，棧段/堆段(segment不是section) 4，vdso內(nèi)核提供的虛擬動態(tài)庫（注意其地址）,內(nèi)核,棧VMA,堆VMA,數(shù)據(jù)段VMA,代碼段VMA,堆VMA,數(shù)據(jù)段VMA,代碼段VMA,進(jìn)程地址空間分布(cont.9),常見的VMA 可執(zhí)行文件和動態(tài)庫映像 代碼段/數(shù)據(jù)段/BSS（BSS可能合并到數(shù)據(jù)段了） 不必把所有的內(nèi)容都讀入，需要時用缺頁異常 加快程序加載速度 棧和堆 便于控制棧的大小、位置等 只有一個堆 windows有多個堆，所以windows可以malloc的最大內(nèi)存較小 共享內(nèi)存 多個進(jìn)程之間共

28、享同樣的物理內(nèi)存區(qū) 內(nèi)存映射文件 把一段虛擬地址映射到文件，便于在進(jìn)程退出時保留,進(jìn)程地址空間分布(cont.10),總結(jié) 物理地址空間的分區(qū)(ZONE) 虛擬地址空間用戶態(tài)和內(nèi)核態(tài)之分 虛擬地址空間的分區(qū)(VMA),提綱,前言 概述 Linux發(fā)展簡史 Linux內(nèi)核簡介 內(nèi)存管理 實模式 保護(hù)模式 虛擬地址到物理地址的總體映射關(guān)系（分區(qū)） 進(jìn)程內(nèi)存空間布局 內(nèi)核態(tài)虛擬地址空間 異常、中斷、陷入、軟中斷、軟件中斷、底半(BH) 上下文、搶占、內(nèi)核棧、中斷棧 總結(jié),內(nèi)核態(tài)虛擬地址空間,內(nèi)核相關(guān)概念 中斷 異常/中斷 軟件中斷/陷入 軟中斷 BH BH 任務(wù)隊列（task queue） 軟中斷

29、tasklet（基于軟中斷） ksoftirqd 工作隊列（work queue）,內(nèi)核態(tài)虛擬地址空間(cont.1),內(nèi)核相關(guān)概念 搶占 概念 搶占就是強(qiáng)制對可調(diào)度實體進(jìn)行上下文切換 理解 必須是可調(diào)度的實體 必須有上下文切換動作 中斷 vs 搶占,內(nèi)核態(tài)虛擬地址空間(cont.2),內(nèi)核相關(guān)概念 搶占 用戶態(tài)搶占 就是進(jìn)程調(diào)度，由schedule()函數(shù)實現(xiàn) 時機(jī) 從系統(tǒng)調(diào)用返回用戶空間 從中斷處理程序返回用戶空間（顯然，時鐘中斷也是） 內(nèi)核態(tài)搶占 本質(zhì)上說，也是進(jìn)程調(diào)度 內(nèi)核鎖是不可搶占區(qū)域的標(biāo)識 時機(jī) 從中斷處理程序返回之際 內(nèi)核任務(wù)調(diào)用schedule（顯示調(diào)用或者阻塞） 不可搶占 中斷例程 可嵌套，不可搶占 因為它不是調(diào)度對象,內(nèi)核態(tài)虛擬地址空間(cont.3),CPU工作在三種狀態(tài) 在用戶態(tài)執(zhí)行某個進(jìn)程 在內(nèi)核態(tài)下執(zhí)行某個進(jìn)程 執(zhí)行中斷例程 上下文(context) CPU必定在某個上下文中執(zhí)行 進(jìn)程的用戶級上下文 進(jìn)程的內(nèi)核級上下文 中斷上下文