《Tsinghua oc mooc》第5~7讲 物理内存管理

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疑问

  1. 段式内存管理中，逻辑地址由段选择子和段偏移量两部分组成？段选择子占16位，低3位为TI（指示是GDT还是LDT）和RPL，也就是说逻辑地址中含有TI和RPL信息？但好像内存地址只包含位置信息的吧？答：

    • 逻辑地址是由段选择子和段偏移量组成。用逻辑地址的段选择子索引GDT得到段基址，段基址加上逻辑地址的段偏移量得到线性地址，因此，线性地址只含有位置信息，而逻辑地址除位置信息外还含有TI和RDL等信息。

  2. cs，ds，es，fs，gs及ss等段选择子及gdt是怎么初始化的？答：

    • 在boot loader的开始阶段，CPU工作在实模式，cs初始值为0xf000, 其他段寄存器都初始化为0. 初始化gdt时，实际上只有2个有效的段描述符，分别对应代码段和数据段，它们在gdt表中的偏移分别为0x8和0x10，而TI=0，表示这是gdt表；DPL=0，表示当前是内核态权限。因此，代码段和数据段的段选择子分别为0x8和0x10. 从gdt的初始值可以看出数据段和代码段的段基址均为0.
    .set PROT_MODE_CSEG,        0x8         # kernel code segment selector
.set PROT_MODE_DSEG,        0x10        # kernel data segment selector
    • 当boot loader加载完kernel，会跳转到kernel代码中继续执行。lab1中，在kern_init执行到pmm_init时，会重新初始化gdt表和加载各个段寄存器，并且将各个段的段基址设置为0.

  3. 段式管理基址中，访问内存时，先用逻辑地址的段选择子索引全局描述符表得到base，再加上逻辑地址中的offset得到线性地址，这样不是很麻烦、效率很低吗？

    • 答：CPU中的MMU单元保存有各个段的base和limit信息，因此可以直接在CPU内部获取到base，不需访问内存中的GDT表。

  4. 中断、异常及系统调用是怎样完成特权级从户态切换到内核态的？

  5. 未理解段页式内存管理机制中的内存转换原理？按书中所说，我们要将一个逻辑地址转换成物理地址，需要经过以下步骤：首先，逻辑地址由段选择子和段偏移组成，用逻辑地址的段选择子索引GDT得到段基址，段基址和段偏移组成线性地址，这个线性地址由可以分为页目录表索引、页表索引和页内偏移。我的疑问是：逻辑地址的段偏移是16位，而页内偏移是12位，这个是怎么转换的？难道说段偏移的高4位是属于页表索引的低4位？

    • 答：逻辑地址由16位的段选择子和32位的段偏移构成，lab2中段基址为0，因此线性地址其实就是逻辑地址的32位段偏移。

  6. asm文件中的地址都是逻辑地址的段偏移，而不包括段基址？那么一个代码段的代码能够访问另外一个代码段的内存空间吗？同一个进程只有一个代码段和一个数据段吗？

  7. 页表项存的内容是线性地址？

  8. 在boot_map_segment函数中，将每个虚拟页的起始虚拟地址与一个物理页的起始物理地址建立映射，为什么不需要将对应的Page结构的ref设置为1呢？不设置ref为1，我们能正常访问0xC0000000~0xF8000000这些虚拟地址吗？

第五讲 物理内存管理：连续内存分配

  1. 源代码中的函数或变量的地址的最终确定，需要经历两次重定位：链接时和将程序加载到内存中时。通常在可执行文件的前面部分有个重定位表，记录需要重定位的符号。

  2. 关于地址生成时机，在执行时生成比在编译和链接时生成的好处：后者在加载到内存前已经是绝对地址，不能再挪动，而有时本程序或其他程序内存空间不够而确实需要挪动，这时使用前者的方案可以适应这种场景。

  3. 内部碎片 vs 外部碎片

    • 内部碎片：分配内存内部的未被使用内存
    • 外部碎片：分配单元之间的未被使用内存

  4. 三种内存分配策略

    • 最先匹配
      • 原理：空闲分区列表按照地址顺序排序
      • 优点：简单、在高地址空间有大块的空闲分区
      • 缺点：外部碎片、分配大块时较慢
    • 最佳匹配
      • 原理：空闲分区列表按由小到大排序
      • 优点：大部分分配的尺寸较小时，效果很好
      • 缺点：外部碎片、容易产生很多无用的小碎片、释放分区较慢（判断合并时要搜索地址相邻的分区）
    • 最差匹配（这种分配策略有什么好处？）
      • 原理：空闲分区列表按由大到小排序
      • 优点：中等大小的分配较多时，效果最好；避免出现太多的小碎片
      • 缺点：释放分区较慢；外部碎片；容易破坏大的空闲分区，因此后续较难分配大的分区

问题：我们现在的操作系统使用连续内存分配吗？我的理解：应该不是。OS首先将内存划分成N个页，然后每次进程申请内存时，根据其申请大小分配k个页给它，这k个页可能是连续的也可能不连续。因此现代OS使用的策略都是非连续内存分配。

  1. 碎片整理方案

    • 碎片紧凑：通过移动分配给进程的内存分区，来合并外部碎片。碎片紧凑的条件：所有的程序可动态重定位。
    • 分区对换（Swapping in/out）：通过抢占并回收处于等待状态的进程分区，来增大可用内存空间。回收的进程分区一般放在外存的swap区（对换区）中。

  2. 伙伴系统（Buddy System）

    • 若待分配空间不小于当前空闲分区的一半，则将当前空闲分区整块给该进程；否则将当前分区均分成两份，再继续比较。
    • 释放过程：把释放掉的块放入空闲块数组，合并满足合并条件的块。
    • 合并条件：大小相同（均为2i）、地址相邻，低地址空闲块起始地址为2(i+1)的位数。
    • 用途：Linux和Unix系统中的内核内存分配都应用了伙伴系统

  3. 地址检查：操作系统根据进程的逻辑地址访问物理内存前，需要检查逻辑地址对应的偏移量是否不大于段长度。

  4. ucore的物理内存管理

struct pmm_manager {
	const char *name;
	void (*init)(void);
	void (*init_memmap)(struct Page *base, size_t n);
	struct Page *(*alloc_pages)(size_t order);
	void (*free_pages)(struct Page *base, size_t n);
	size_t (*nr_free_pages)(void);
	void (*check)(void);
};
  1. ucore的伙伴系统实现
const struct pmm_manager buddy_pmm_manager = {
	.name = "buddy_pmm_manager",
	.init = buddy_init,
	.init_memmap = buddy_init_memmap,
	.alloc_pages = buddy_alloc_pages,
	.free_pages = buddy_free_pages,
	.nr_free_pages = buddy_nr_free_pages,
	.check = buddy_check,
};

第六讲 物理内存管理：非连续内存分配

  1. 连续内存分配的缺点

    • 分配给程序的物理内存必须连续
    • 存在外碎片和内碎片
    • 内存分配的动态修改困难
    • 内存利用率低

  2. 段式存储管理和页式存储管理的一个区别：前者以段为单位，每个段内存较大；后者以页为单位，每页内存相对较小。

  3. 段访问的硬件实现：

  4. 帧（frame）

    • 物理内存被划分为大小相同的帧
    • 物理地址由二元组(f, o)表示，f代表帧号（F位，共有2F个帧），o代表段内偏移（S位，每帧有2S个字节），物理地址 = f * 2^S + o.

  5. 页（Page）

    • 进程逻辑地址空间被划分为大小相同的页
    • 页内偏移 = 帧内偏移
    • 一般情况下，页号 != 帧号
    • 逻辑地址由二元组(p, o)表示，p代表页号（P位，共有2P个页），o代表页内偏移（S位，每页有2S个字节），逻辑地址 = p * 2^S + o.

  6. 页帧 vs 页面

    • 页帧：帧，物理页面，Frame，Page Frame
    • 页面：页，逻辑页面，Page
    • 逻辑地址的页号是连续的，物理地址的帧号不是连续的，不是所有的页都有对应的帧
    • 页面到页帧的转换：即逻辑地址到物理地址的转换，其转换关系保存在页表中，由MMU/TLB来实现转换：用页号来索引页表，得到帧号，左移S位加上页内偏移，即得到物理地址。

  7. 页表

    • 每个进程都有一个页表，进程的每个页面对应页表中的一项，页表会随进程状态而动态变化
    • 每个进程都有一个页表基址寄存器(PTBR: Page Table Base Register)，用来存储页表的地址。

  8. 为什么每个进程都有一个页表？而不是共用？

    • CSAPP中提到，这样每个进程的虚拟地址空间相互独立。
    • 操作系统需要为每个进程维护一个页表，页表给出了该进程的每一页对应的物理地址。处理器必须知道如何访问当前进程的页表，因此每个进程都需要一个PTBR来保存自己的页表地址。给出逻辑地址（页号，偏移量），处理器使用页表产生物理地址（页框号，偏移量）。
    • 进程每一页在页表中都有一项，因此页表可以很容易地按页号对进程的所有页进行索引（从0页开始）。（伍注：“进程每一页”应该是指进程需要使用的有效页面，而不包括它不需要使用的页面，不然每个进程的页表都记录所有页面，会浪费内存）
    • 操作系统为当前内存中未被占用、可供占用的所有页框（即物理页）维护一个空闲页框列表。

  9. 页表项标志：

    • 存在位（resident bit）：逻辑页面是否有一个物理页面与之对应，有则置1。
    • 修改位（dirty bit）
    • 引用位（reference bit）
    • 读/写位（Read/Write）
    • 用户/超级用户（User/Supervisor）

  10. 逻辑页的存在位为0是什么状态？逻辑页是怎么初始化的？
    答：存在位为0，还要看地址是否为空，空地址表示这个虚拟页没有被分配，非空地址则表示该虚拟页在磁盘中的起始位置（该虚拟页已经被分配，但目前被换出到磁盘了）。

  11. 页式存储管理基址的性能问题

    • 内存访问性能问题：访问一个内存单元需要2次内存访问，第1次获取页表项，第2次访问数据。解决方法：缓存，比如使用快表。
    • 页表大小问题：页表可能很大，导致占用较大的存储空间。解决方法：间接访问，比如使用多级页表。

  12. 快表（TLB: Translation Look-aside Buffer）

    • TLB存储在CPU中，并且使用关联存储(associative memory)实现，具备快速访问性能
    • 如果TLB命中，物理页号可以很快被获取
    • 如果TLB未命中，对应的表项被更新到TLB中

  13. 多级页表

    • 建立页表树，减少每级页表的长度。
    • 多级页表可以减少页表的大小。因为如果在一级页表中知道某个页面目录不存在，那么就不用存储其二级、三级页表的信息了。
    • 多级页表的第一级页表又叫页面目录表（PDT，Page Directory Table），其物理地址存储在cr3寄存器中；第二级是页表PT。注：cr3又叫页表目录基址寄存器或页基址寄存器。

  14. 页寄存器和反置页面的思路：不让页表与逻辑地址空间的大小相对应，让页表与物理地址空间的大小相对应。

  15. 段页式存储管理

    • 段式存储在内存保护方面有优势，页式存储在内存利用和优化转移到后备存储方面有优势
    • 实现方式：在段式存储管理基础上，给每个段加一级页表
    • 内存共享：通过指向相同的页表基址，实现进程间的段共享。

  16. When operating in protected mode, some form of segmentation must be used. There is no mode bit to disable segmentation. The use of paging, however, is optional.

第七讲 实验二：物理内存管理

  1. x86特权级

    • Linux和uCore特权级一般只用两级：Level 0（最高）和Level 3（最低）。
    • 一些指令（比如特权指令）只能执行在ring 0 (e.g. lgdt).
    • CPU在如下时刻会检查特权级：访问数据段、访问页、进入中断服务例程
    • 如果特权级检查失败，会报错：General Protection Fault!

  2. 特权级要求

    • CPL是CS寄存器的特权级，RPL是DS、ES、FS和GS寄存器的特权级，两者代表访问者的特权级
    • DPL是段描述符或门描述符的特权级，代表被访问者的特权级
    • 访问门时，CPL <= DPL[门] & CPL >= DPL[段]（伍注：中断、异常或陷入时，用户态程序要访问内核态的内存空间，因此访问者的特权级必然不大于段描述符的特权级，但又不小于门描述符的特权级才允许访问。）
    • 访问段时，max(CPL, RPL) <= DPL[段]

  3. 特权级转换

    • x86架构有多种方式实现特权级转换，其中一种是中断，包括外部中断、异常、软中断（通过INT指令产生的中断），原理是模拟出一个栈并设置其中CPL和RPL的值，在执行IRET返回时便能实现特权级转换。
    • 执行INT指令时，会发生特权级转换，从ring3转换到ring0，这时内核栈中会压入用户态程序在中断时的寄存器信息，包括Error Code、EIP、CS、EFLAGS、ESP和SS等
    • ring0 to ring3: 首先构造出模拟用户态中断时的一个栈（这里不太理解？），并将里面的CS的CPL和SS段选择子的RPL都设置为3，然后执行IRET指令，该指令会将内核栈保存的寄存器信息弹出到相关寄存器中，这样就回到用户态了。
    • 发生中断后，在执行中断处理例程之前，首先硬件需要把应用程序发生中断瞬间的寄存器信息压入内核栈中（这是硬件做的吗？）
    • ring3 to ring0: 同样是构造出一个栈，并将里面的CS的CPL设置为0，然后执行IRET指令，这样就进入内核态了。
    • 特权级转换时，不同特权级的堆栈信息（esp和ss）保存在任务状态段（TSS, Task State Segment）中。TSS段描述符信息保存在GDT中，但为了快速获取TSS段的信息，CPU也专门用一个寄存器来保存其信息。

  4. 全局描述符表GDT（也称为段表）占用空间较大，因此存放在内存中，而非CPU中。为了提高内存访问的效率，在CPU的MMU单元中也会存储各个段的base和limit等基本信息。

  5. 启动页机制：将cr0寄存器的最高位也就是bit 31置位。

  6. 段表 vs 页表 vs GDT/LDT
    （以下出自进程中有多少个段表、多少个页表？）

    • 如果存储器采用基本分页机制，那么操作系统会为每个进程或任务建立一个页表（这个页表可能是一级的也可能是多级的）。整个操作系统中有多个进程在运行，那么系统就会有多个页表。页表在内存中的存储位置由寄存器CR3给出。
    • 如果存储器采用基本分段机制，那么操作系统会为每个进程或任务建立一个段表（一般不用多级），用于记录数据段、代码段等各类段在内存中的具体位置。
    • 如果采用段页式结合的机制，那么一般一个进程或任务，操作系统会给其建立一个段表，而段表中的每个段又会对应一个页表，也就是说，段页式机制的每个进程有一个段表，有多个页表。
    • 对于典型的linux系统而言，操作系统会维护一个全局描述符表（相当于系统的段表），全局描述符表中用于记录系统任务和用户任务的描述符，其中用户任务的描述符又指向用户任务的局部描述符表（相当于用户任务的段表）。

  7. 操作系统需要知道了解整个计算机系统中的物理内存如何分布的，哪些可用，哪些不可用。其基本方法是通过BIOS中断调用来帮助完成的。详情参考《ucore_os_docs》 lab2附录A的介绍。

  8. Virtual, Linear, and Physical Addresses

    • Virtual addresses are used by an application program. They consist of a 16-bit selector and a 32-bit offset. In the flat memory model, the selectors are preloaded into segment registers CS, DS, SS, and ES, which all refer to the same linear address. They need not be considered by the application. Addresses are simply 32-bit near pointers.
    • Linear addresses are calculated from virtual addresses by segment translation. The base of the segment referred to by the selector is added to the virtual offset, giving a 32-bit linear address. Under RTTarget-32, virtual offsets are equal to linear addresses since the base of all code and data segments is 0.
    • Physical addresses are calculated from linear addresses through paging. The linear address is used as an index into the Page Table where the CPU locates the corresponding physical address. If paging is not enabled, linear addresses are always equal to physical addresses.

lab2的地址映射

  1. 第1阶段：bootloader阶段，即从bootloader的start函数到执行ucore kernel的kern_entry函数之前。此时尚未建立分页机制，只有分段机制，属于对等映射
    • 虚拟地址、线性地址以及物理地址之间的映射关系：lab2 stage 1： virt addr = linear addr = phy addr
    • 段选择子：CS = 0x8，DS = ES = SS = FS = GS = 0x10
    • GDT：共有2个段描述符，分别对应数据段和代码段，其base均为0，limit均为0xffffffff

备注：我认为这里的virt addr实际上是指virt addr的offset部分，因为virt addr包括段选择子和段偏移两部分，而从bootloader的代码可以看到，代码段和数据段的段选择子分别是0x8和0x16，而由GDT的内容可知它们对应的段基址均为0，因此virt addr = segment_selector << 32 + offset != offset，而linear addr = base + offset = offset

  1. 第2阶段：kern_entry阶段，即从kern_entry函数开始，到执行kern_init函数之前。此时同时使能了分段和分页机制，属于段页式机制，但只是对部分虚拟地址建立了映射
    • 虚拟地址、线性地址以及物理地址之间的映射关系：lab2 stage 2： virt addr = linear addr = phy addr + 0xC0000000 (0xC0000000 <= virt addr < 0xC0400000)
    • kern_entry函数开头就将二级页表boot_pgdir的起始地址加载到cr3寄存器中，然后将cr0寄存器的PG位设置为1，从而使能了分页机制
    • 此时二级页表只初始化了一个有效的页目录项，即第0x300项，对应的虚拟地址为0xC0000000~0xC03FFFFF. 而对其他的虚拟地址暂没建立到物理地址的映射。但由于此时内核文件的总长度小于4M，对虚拟地址的访问不会超过这个区间，因此暂时也能正常工作

备注：《操作系统》MOOC视频是2015年的，而ucore lab的代码近几年有修改，地址映射的最新代码实现跟MOOC课、实验指导书有出入，比如：代码中一进入kern_entry就使能分页机制了，而不是实验指导书说的第三阶段才使能分页机制。

  1. 第3阶段：pmm_init阶段，对所有可用的虚拟地址建立映射
    • 虚拟地址、线性地址以及物理地址之间的映射关系：lab2 stage 2： virt addr = linear addr = phy addr + 0xC0000000 (0xC0000000 <= virt addr < 0xF8000000)
    • 此外，pmm_init函数中还实现了自映射机制，将0xFAC000000xFB000000这段虚拟地址中1024个能被0x1000整除的虚拟地址映射到1024个页表的起始物理地址，因此以0x1000为步进，遍历0xFAC000000xFB000000这段虚拟地址，即可遍历1024个页表的内容。当然，页表的数目受限于系统中可用的物理地址数目，未必能达到1024个，因此遍历时需要检查页表的存在性。

参考资料

  1. x86特权级：《Intel And IA-32 Architecture Software Developer's Manual》 Vol.1 第6.3.5节和Vol3 第7章

  2. x86 MMU：《Manual》vol.3 Chap 3 & chap 4

posted on 2019-03-04 15:46  whl1729  阅读(469)  评论(0)  编辑  收藏  举报

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