內存寻址（二） —— Linux下的内存寻址
1. Linux更喜欢分页
1.分段可以把逻辑地址分成不同的线性地址，而分页则可以把相同的线性地址映射到不同的页框中。Linux为了能够使所有进程“看到”相同的线性地址而选择非常有限地使用分段机制，这样简化了内存管理的难度。
2.Linux设计的目标是能够移植到多种流行的平台，而使用RISC的处理器对段机制支持不佳。
2. Linux的分段
Linux只有在80x86处理器上才使用分段，由于Linux下所有进程使用同样的逻辑地址空间，那么段的总数就可以被限定在很小的数目，所有的段放在GDT中也变得容易。Linux用到如下的段：
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内核代码段
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内核数据段
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用户态下由所有进程共享的用户代码段（由于是用户态，描述符特权等级DPL应为3）
这里强调一下，DPL虽然有2位，特权等级可以分为0-3,0为最高级3为最低级，然而大多数的OS（包括LINUX）只使用最高级0和最低级3。
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用户态下由所有进程共享的用户数据段（和上一段仅TYPE域不同）
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任务状态段（TSS）类型域设为9或11，DPL为0
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被所有进程共享的LDT段，每个进程的LDT段描述符均指向它，它通常只包含一个空段描述符表项，如果一个进程需要真正的LDT，则创建一个4096字节的段。
这里强调一下，尽管系统调用允许进程创建自己的LDT，但内核中没有使用局部描述符表。
上述是Linux使用的6个主要的段描述符，还有4个段描述符覆盖了高级电源管理功能（APM），GDT还有4个表项空闲。因此总数为14个。
当进程被创建时，其TSS和LDT被装入GDT中。
在GDT中可以使用的最多表项数是12+2×NR_TASKS，NR_TASKS表示进程最大个数。GDT最多有213=8192个表项，故NR_TASKS不能大于(8192-12)/12=4090。
内核初始化函数把首个进程的TSS描述符用下面的方法插入到GDT中:
set_tss_desc(0, &init_task.tss);
后面每一个进程都是现有进程的子进程。clone()和fork()函数使用系统调用，翻译的库函数copy_thread()创建新进程，它使用同样的方法设置TSS：
set_tss_desc(nr, &task[nr]->tss);
3. Linux的分页
Linux采用三级分页模式，这样的分页适用64位的系统。其定义有三种类型的页表（2.6kernal以后采用4级分页模式）：
- 页全局目录（Page Global Directory）
- 页中间目录（Page Middle Directory）
- 页表（Page Table）
每级页表都有三个关键的宏：
- SHFIT
- SIZE
- MASK
#define PAGE_SHIFT 12
#define PAGE_SIZE (_AC(1,UL) << PAGE_SHIFT)
#define PAGE_MASK (~(PAGE_SIZE-1))
①根据当前虚拟地址和当前进程的mm_struct获取pgd项的宏定义如下：
#define PAGE_SHIFT 12
#define PAGE_SIZE (_AC(1,UL) << PAGE_SHIFT)
#define PAGE_MASK (~(PAGE_SIZE-1))
②根据通过pgd_offset获取的pgd 项和虚拟地址，获取相关的pmd项
/* Find an entry in the second-level page table.. */
#define pmd_offset(dir, addr) ((pmd_t *)(dir))
③根据通过pmd_offset获取的pmd项和虚拟地址，获取相关的pte项(即物理页的起始地址)
#ifndef CONFIG_HIGHPTE
#define __pte_map(pmd) pmd_page_vaddr(*(pmd))
#define __pte_unmap(pte) do { } while (0)
#else
#define __pte_map(pmd) (pte_t *)kmap_atomic(pmd_page(*(pmd)))
#define __pte_unmap(pte) kunmap_atomic(pte)
#endif
#define pte_index(addr) (((addr) >> PAGE_SHIFT) & (PTRS_PER_PTE - 1))
#define pte_offset_kernel(pmd,addr) (pmd_page_vaddr(*(pmd)) + pte_index(addr))
#define pte_offset_map(pmd,addr) (__pte_map(pmd) + pte_index(addr))
#define pte_unmap(pte) __pte_unmap(pte)
#define pte_pfn(pte) (pte_val(pte) >> PAGE_SHIFT)
#define pfn_pte(pfn,prot) __pte(__pfn_to_phys(pfn) | pgprot_val(prot))
#define pte_page(pte) pfn_to_page(pte_pfn(pte))
#define mk_pte(page,prot) pfn_pte(page_to_pfn(page), prot)
#define set_pte_ext(ptep,pte,ext) cpu_set_pte_ext(ptep,pte,ext)
#define pte_clear(mm,addr,ptep) set_pte_ext(ptep, __pte(0), 0)
4. 保留的页框
内核代码和数据结构存放在一组保留的页框中，这些页框所含的页不会被分配或交换到磁盘上。
Linux内核一般被安装在RAM物理地址0x00100000开始的地方，也就是说，从第二个MB开始。这是因为
- 通常页框0由BIOS使用；
- 物理地址0x000a0000到0x000fffff的范围被留作BIOS程序使用；
- 同时，IBM ThinkPad等机型会把前1M用作特定的计算机模式。
BIOS保留的第一个物理地址对应的线性地址被保存在i386_endbase变量中，通常是0x0009f000，这个变量在BIOS上电时被写入一个初值。
5. 进程页表
一个进程的线性地址空间被分成两部分：
- 0x00000000到0xc0000000-1，用户态进程和内核态进程都能寻址；
- 0xc0000000到0xffffffff的线性地址只有内核态的进程才能寻址。
所以线性地址的第四个GB留给内核，前3GB供内核和用户程序同时访问。
