您的位置: 首页  >  文章  >  内存管理学习之内存寻址

内存管理学习之内存寻址

分类: 文章 • 2023-10-28 16:31:04

内存寻址

本部分主要记录内存寻址这部分内容：

  1. CPU与Mem之间是如何连接的？
  2. 程序使用内存（virtual mem）与物理内存之间经过怎样的转换？
    1. 逻辑地址到线性地址的转换；
    2. 线性地址到物理地址的转换；
  3. Cache和MMU的作用
  4. user空间和kernel空间的内存分配；

文章目录

1. 框图结构

  1. SOC与DDR之间连接
    内存管理学习之内存寻址

    CPU取对应地址中的数据，地址经过MMU的解析：

    1. 判断在cache中，如果在则直接取回去；（PS：此图中Cache存储为物理地址，也存在cache存储逻辑地址，则不需要先经过MMU解析）
    2. 判断不再Cache中，则继续从物理内存中取数据，并将其存储一份到cache中；

  2. CPU MMU cache之间具体的逻辑
    内存管理学习之内存寻址

2. 概念理解

地址相关概念：

  1. 虚拟地址：程序使用的地址virtual address，对于user层的程序而言，都认为自己占据了完整的4G空间，所以需要做对应转换；
  2. 线性地址：经过段转换后的连续地址，与物理地址连续对应，linux没有用到这部分物理结构，将所有段的基地址都设置为0，这样virtual addr实质上就与线性地址相等了；
  3. 物理地址：在DDR中存储的位置；

计算机系统相关概念：

  1. CPU设计根据指令和data的区分与否划分为两个结构：冯诺依曼结构和哈佛结构，目前使用大多是哈佛结构+冯诺依曼的改进体；
  2. 计算机中的指令集结构：区分为CISI和RISI，基于这两种结构各厂商设计出自己的指令集和HW设计
    1. CISI有Intel 、AMD-X86，复杂指令集，性能更快，但是很多使用比较少的指令也使用电炉实现，则造价以及功耗方面受影响；
    2. RISI有 IBM（PowerPC）、ARM(ARM架构)，精简指令集，使用频次比较少的指令通过其他指令组合形成，则更加
  3. MMU：Memory Manager Unit，用于将待访问的逻辑地址找到对应的物理地址
    1. CPU通过分段电路，一种硬件电路将逻辑地址转换为线性地址，再通过分页单元的硬件单元把线性地址转换为物理地址；
    2. 用于权限控制，对于不具有权限访问的进程如果访问关键数据，则会返回exception；
  4. Cache：高速缓存区
    1. 局部性原理：
      1. 一般来讲地址访问具有连续性，即相邻的数据在接下来要用到的可能性比较大；
      2. 在一段时间内，该块内存被访问的概率hi比较大；
    2. 一般采用SRAM实现，读写速度相对于DRAM更快一些；
      1. CPU的clk基本都以G为单位，而dram数据频率基本以M为单位，不过其实相差不太大，但是由于涉及多个HW模块，所以这部分还是比较耗时的；

3. 逻辑地址–>线性地址

核心处理就是这张图：
内存管理学习之内存寻址

进行简要说明：每个逻辑地址由16位的段选择符+32位的偏移量组成；

  1. 从段寄存器中读出段选择符，段选择符包含三个内容：
    1. 索引
    2. 索引表是GDT还是LDT
    3. 特权等级
  2. 在全局描述符表中根据index找到所述段；
  3. 根据所属段，在段描述符表中找到对应的段起始线性地址；
    则经过上述过程，可以将逻辑地址 + base 转换为线性地址，不过由于linux中没有实质分段，所以基地址都是相同的值，则其实逻辑地址与线性地址只是经过了一个简单的偏移；

段描述符表：

  1. GDT（Global Descriptor Table）：全局描述表；
  2. LDT（Local Descriptor Table）：局部描述表；

总结：

  1. 分段过程将逻辑地址转换为线性地址；
  2. 分段过程中设置了特权等级，使没有权限访问的地址范围，进入exception mode；
  3. linux实质没有划分不同的段base地址，所以只使用了分段机制的权限管控功能；

各个段的定义：/kernel-4.9/arch/m32r/include/asm/segment.h

4. 线性地址–>物理地址

分页部分的核心功能是将线性地址转换为物理地址，抽象出来一段HW无关的线性地址给到Task使用；
将固定大小的地址范围，称之为一页，每次映射一页到物理地址，这样更好管理，效率也更高；（类似于小组划分这种）
常规分页方式，或者叫做线性地址：dicrectory（10位）、Table（10位）、offset（12位），刚好4G大小；
如下图：
内存管理学习之内存寻址

建立了分页的机制后，我们每个Task都分配4G空间，但是这些空间一定是没有都映射到物理地址的，要不然怎么够用：

  1. 在Task实际运行的时候发现该地址还没映射（即页目录表设置为0，就代表还没有映射）则触发缺页异常，申请页面；
  2. 怎样防止进程访问不属于自己的线性地址（如内核空间）或无效的地址呢？内核里记录着每个进程能访问的线性地址范围（进程的vm_area_struct 线性区链表和红黑树里存放着），在引发缺页异常的时候，如果内核检查到引发缺页的线性地址不在进程的线性地址范围内，就发出SIGSEGV信号，进程结束，我们将看到程序员最讨厌看到的Segmentation fault。
  3. 分页机制（线性地址）让物理地址的复用，更加系统化的管理；

linux中的普通分页模型，目前了解到的嵌入式相关的操作都是基于linux系统的，所以这部分也需要着重了解下：
采用4级页表，目前的通用模型
* 页全局目录：PGD
* 页上级目录：PUD
* 页中间目录：PMD
* 页表：PT
对于32bit系统，PUD和PMD中全是0，也就是说只使用两级页表就已经足够（有一个标志位）；

5. layout情况

32bit和64bit是指CPU寄存器的位宽，而非data pin或者addr pin的位宽

  1. 当物理内存不足4GB的时候（比如1GB）：
    1. kernel 映射 0~896MB，则kernel可以正常访问DMA区域和Normal区域
    2. 剩余128M作为High Mem，给到user space申请使用，这部分需要在使用完成后立即释放其映射关系给到其他使用；
      物理内存在4GB以内的情况下，均采用上述处理方式；
  2. 物理内存超过4GB，则32根地址线无法访问完全；

5.1 ZONE定义

字段名 说明
ZONE_DMA 低于16MB的内存页框
ZONE_NORMAL 高于16MB但低于896MB的内存页框
ZONE_HIGHMEM 高于896MB的内存页框

5.2 定义：

  1. 查看官方文档：Documentation/arm64/memory.txt
  2. memory.h kernel和userspace的区分：PAGE_OFFSET 目前定义为：0x80000000 = 2G
  3. page.h这里有很多定义可以使用：
    1. PAGE_SHIFT 根据我们定义的PAGE_SIZE来决策的：CONFIG_ARM64_4K_PAGES=y，一般来说还都是默认4K

5.3 virtual地址

文档中定义4K页表（3 level）的虚拟地址范围：
AArch64 Linux memory layout with 4KB pages + 3 levels:

Start End Size Use
0000000000000000 0000007fffffffff 512GB user
ffffff8000000000 ffffffffffffffff 512GB kernel

在mem_init中打印：

[ 0.000000] [N]Virtual kernel memory layout:
[ 0.000000] [N] modules : 0xffffff8000000000 - 0xffffff8008000000 ( 128 MB)
[ 0.000000] [N] vmalloc : 0xffffff8008000000 - 0xffffffbebfff0000 ( 250 GB)
[ 0.000000] [N] .text : 0xffffff8008080000 - 0xffffff8008b00000 ( 10752 KB)
[ 0.000000] [N] .rodata : 0xffffff8008b00000 - 0xffffff8008f60000 ( 4480 KB)
[ 0.000000] [N] .init : 0xffffff8008f60000 - 0xffffff8009210000 ( 2752 KB)
[ 0.000000] [N] .data : 0xffffff8009210000 - 0xffffff8009331808 ( 1159 KB)
[ 0.000000] [N] .bss : 0xffffff8009331808 - 0xffffff800a063130 ( 13511 KB)
[ 0.000000] [N] fixed : 0xffffffbefe7fb000 - 0xffffffbefec00000 ( 4116 KB)
[ 0.000000] [N] PCI I/O : 0xffffffbefee00000 - 0xffffffbeffe00000 ( 16 MB)
[ 0.000000] [N] vmemmap : 0xffffffbf00000000 - 0xffffffc000000000 ( 4 GB maximum)
[ 0.000000] [N] 0xffffffbf00000000 - 0xffffffbf02000000 ( 32 MB actual)
[ 0.000000] [N] memory : 0xffffffc000000000 - 0xffffffc080000000 ( 2048 MB)
[ 0.000000] [I]SLUB: HWalign=64, Order=0-3, MinObjects=0, CPUs=4, Nodes=1

5.4 physical地址

在lk platform rules.mk
KERNEL_BASE := fffffff800000000 kernel物理地址起始
MEMBASE := 0x800000000 物理地址起始，如果2G内存，则0x880000000为最终地址
KERNEL_LOAD_OFFSET := 0xF100000

在upgrade.h中定义KERNEL_LOAD_ADDR_PHYS：0x800080000，我们实际load img 的起始位置，即kernel image存放位置

6. 附录

  1. CPU内部取指令过程（这东西计算机组成原理讲的比较细）：
    内存管理学习之内存寻址
    内存管理学习之内存寻址

    截取自：https://wenku.baidu.com/view/46350e504b35eefdc9d3335c.html

相关推荐