深入理解Linux内核-第二章内存寻址

内存寻址
    内存寻址
        逻辑地址：（段：偏移量）
        线性地址：也称虚拟地址
        物理地址
        CPU的内存控制单元先将逻辑地址转换为线性地址（分段单元）；
然后将线性地址转换为物理地址（分页单元）。
是程序分段。
    硬件中的分段
        段选择符：存放在段寄存器中，包含段描述符的索引index（13），TI标志，请求者权级（2）
        段描述符：存放在全局描述符表中（GTD）or局部描述符表（LDT）；每个描述符8个字节，描述了段的特征（大小，首地址，权限等）。GTD和LDT存放在主存中的地址的大小放在gdtr和ldtr中。
        分段单元（硬件自动完成）：1）检测TI字段，决定从gdtr还是ldtr中取出描述符；2）将段选择符的index字段乘以8与gdtr或ldtr中的值相加得到段选择符的地址；3）将段选择符的base字段和偏移量相加得到线性地址。前两步只需要在段寄存器的内容改变时执行。
        当每一个段选择符被装入段寄存器时，段描述符被装入相应的非编程寄存器中；分段单元可以直接从非编程寄存器中取出段描述符中的段基址；
    Linux中的分段
        核心：分段可以给每一个进程分配不同的线性地址空间，而分页可以把同一个线性地址映射到不同的物理内存中；Linux所有进程共享同一组线性地址（即所有段描述符的base都为0），但是段描述符的其它字段值不一样；Linux下面逻辑地址和线性地址一样；
        Linux的GDT：每个CPU都有一个GDT；具体见书本（49页）
        Linux的LDT：用户态进程一般不使用LDT
        补充：TTS段：每一个CPU有一个TSS段；TSS段的线性地址空间是内核数据段线性地址空间的一个小子集；TSS段用于保存CPU寄存器的内容。
    硬件中的分页
        常规分页：两级分页；页目录的物理地址存放在CR3寄存器中；每个进程都必须分配一个页目录；页表不需要全部分配，只需要分配使用的页表；页目录项和页表项有相同的结构（32位）。结论：页表，页目录的大小都是一页（4K）
        扩展分页：允许页框的大小为4K；不使用两级分页，不需要页表；
        硬件高速缓存：插在分页单元和主内存之间，CPU自带硬件；
        转换后援缓冲器（TBL）：用于保存一组线性地址对应的物理地址；加快物理地址的内存访问；CPU自带硬件；当CR3寄存器内容被修改时，TLB自动无效。
        概要
    Linux中的分页
        使用四级分页的模型；每一个进程都有自己的页全局目录表和自己的页表集；发生进程切换时，把CR3的内容保存到前一个进程描述符中，把切换进的进程描述的页全局目录地址存到CR3中。
        物理内存布局：Linux内核加载进内存的第二个MB位置；第一个MB存放：页框0存放BIOS检测到的硬件系统配置；其他页框用于不同用途保留。
        进程页表：页全局目录表的第一部分目录项的线性地址映射小于PAGE_OFFEST；第二部分的表项都映射内核线性地址空间，所有进程都一样。
        内核页表：内核维持一组自己使用的页表，驻留在所谓的主内核页全局目录中。
        临时内核页表：分页的第一个阶段目标是允许实模式和保护模式下都可以对RAM空间的前8M内存寻址；前8M包含了内核代码段、数据段、临时页表和128KB；临时页表紧接着_end存放；临时页全局目录存放在swapper_pg_dir变量中。swapper_pg_dir表项只有四项被初始化为非0.（0,1,0x300,0x301项）
        内核最终页表：必须把0xc000000000开始的线性地址转化为从0开始的物理地址；因此swapper_pg_dir的全局目录表项必须重新初始化。
        固定映射的线性地址：内核初试部分的线性地址和从0开始的物理内存映射，至少还有128MB的的线性地址留作他用。
        处理硬件高速缓存和TLB（内核如何使用硬件高速缓存来使得性能最佳）：一个数据结构中最常用的字段放在改数据结构中的低偏移部分，以便它们处于同一高速缓存行中；当为一大组数据结构分配内存时，内核试图把他们都放在内存中，以便所有高速缓存行按统一方式处理。
        概要