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  • 内存管理-分页机制

    2014-10-10 21:17:10
    对与内存管理保护模式中的分页机制讲得停详细的,个人觉得很不错。共享给大家学习下。
  • huang_2008报告时间:2006-8-22实验时间:3天实验代码:HelloOS所有代码 http://flash.xxsyzx.com/learnos/内存分页管理设想:以HelloOS(实验系统名称)为基础进行内存分页管理实验,386PC在保护模式下寻址最大是4GB...
    内存分页管理的实验报告
    作者:huang_2008
    报告时间:2006-8-22
    实验时间:3天
    实验代码:
    HelloOS所有代码 http://flash.xxsyzx.com/learnos/

    内存分页管理设想:
    以HelloOS(实验系统名称)为基础进行内存分页管理实验,386PC在保护模式下寻址最大是4GB,而内存分页一共页可以映射4GB的内存地址,这些映射的地址叫做线性地址,而实际内存上的地址叫做物理地址。管理办法是每个进程都拥有一个页目录,可以映射4GB的内存地址的内容。但是通常进程不会用到这么大的内容,所以可以开始先分配几页内存给程序运行(一页内存=4KB),当进程需要时候,才给它申请内存空间。如果内存不足,可以通过页交换技术,把少用到的内存交换到磁盘上,就得到内存空间,并通过页目录和页表进行映射。这样即使在内存只有64MB的PC上,进程也可以在4GB的空间里进行工作。
    每个进程都是独立的内存空间,互不影响,例如进程A往内存0xF0000000处写入了字符’a’,进程B往内存0xF0000000处入了字符’z’,则在进程A中看到内存0xF0000000的字符是’a’,而不会是’b’。这就需要给每个进程都创建一个页目录。在进程切换的时候,页目录也随着变换。

    HelloOS的内存管理:
    下面是4GB的内存线性空间
    0-1GB        1GB-2GB        2GB-3GB        3GB-4GB
    用户空间        用户空间        用户空间        内核空间
    每个进程把4GB的空间或分为用户空间0-3GB和内核空间3GB-4GB。其中每个进程的内核空间都是共享的,而用户空间独立,存放进程的代码、数据和堆栈。

    实现代码:
    /*
    * memory.c 内存分页管理
    * 060818-060821
    * Email: [email]huang_2008@msn.com[/email]
    * QQ: 357339036
    * Huang Guan
    *
    * 首先将物理内存从8MB开始分成以页为单位存放
    * 并用数组表示每个页面的状态,是否被使用
    * 而前8MB为内核, 并被所有进程映射
    * get_free_page()是获取一个空闲的物理页,页大小固定为4KB
    * free_page()是释放一个物理页
    *
    * 进程内存利用图
    * ----------------------------------------------------------------
    * |0            |1GB             |2GB             |3GB           |4GB
    * |             |                |                |              |
    * ----------------------------------------------------------------
    * 0-4GB, 内核和用户空间完全相同.
    * C0000000h-C0100000h 内核程序区 1MB
    * C0100000h-C0800000h 内核系统分配区
    *
    */

    #include <string.h>
    #include <printk.h>
    #include <memory.h>
    #include <vmalloc.h>
    #include <process.h>

    #define _MB( a ) (a<<20)
    //这里是BIOS读取的内存信息个数
    #define MEMBLOCK_NUM (*((unsigned short*)0xC0090008))       
    //BIOS读取的内存信息指针
    #define ards (*((struct ards_block**)0xC0090004))       

    #define L2P(m) ( (t_32)m - 0xC0000000 ) //内核前8MB线性地址转换到物理地址
    #define P2L(m) ( (t_32)m + 0xC0000000 ) //物理地址转换到内核线性地址
    #define PAGE_SIZE 4096        //4KB every page
    #define PAGE_ADDR(i) ((t_32)p_first_page+i*PAGE_SIZE)        //由页面索引获得该页所表示的物理地址

    #define CURRENT_PAGE_DIR( m ) ((t_32*)((current->pgd&0xFFFFF000)+(m>>22)*4)) //页目录内容
    #define CURRENT_PAGE_TABLE( m ) ( (t_32*)((*CURRENT_PAGE_DIR(m)&0xFFFFF000)+((m>>12)&1023)*4) ) //页表内容

    #define PG_W 2        //页面可写
    #define PG_U 4        //页面为用户级
    #define PG_P 1        //页面存在

    /* 这是BIOS中断获得的内存信息结构, 多个 */
    struct ards_block{
            t_32 base_low;
            t_32 base_high;        //没用到
            t_32 length_low;
            t_32 length_high;        //没用到
            t_32 type;        //1表示操作系统可用
    };

    /* 这个结构用于说明一页物理内存的使用情况 */
    struct page_info{
            t_16 i_count;        //使用该页的引用计数,0表示没有被引用。
            t_16 reserved;        //未使用
    };

    struct page_info *p_pages;        //物理页面使用情况数组
    struct page_info *p_first_page;        //指向第一个可分配物理页面地址
    t_32 nr_p_pages = 0;        //物理内存所有的页数目

    t_32 mem_size = 0;        //内存大小

    //初始化分页系统, start是物理可用页面开始处,跳过内核保留的, end是结束处.
    void page_init(t_32 start, t_32 end );       
    void do_page_fault( t_32 err_code, const struct stack_frame *r );

    t_32* kernel_pgt ;        //256个内核专用页表, 每个进程的内核部分都要映射到这里
    t_32* pgd0;        //进程0的页目录


    //为内核安装分页
    void setup_paging()
    {
      //获取物理内存大小
      t_32 i,j;
      
      //获取内存大小
      for(i=0; i<MEMBLOCK_NUM; i++ )
      {
              printk("mem_base: 0x%X    mem_len: 0x%X    type: 0x%X\n",
                      ards[i].base_low, ards[i].length_low, ards[i].type );
              mem_size+= ards[i].length_low;
      }

            // 内核专用内存页分配 1MB到8MB的空闲空间,这样内核就可以用vmalloc来申请空间了
            vmalloc_init( P2L(_MB(2)), P2L(_MB(8)), P2L(_MB(1)), P2L(_MB(2)) );
           
            // 初始化可分配物理内存, 以页为单位
            // page_init( 物理地址开始, 物理地址结束 );
            page_init( _MB(8), mem_size );
           
      mem_size /= _MB(1);// 以MB为单位
      
      printk("mem_size: %d MB\n", mem_size);

      //内核256*1024个页表项, 共享使用.
      kernel_pgt = (t_32*)vmalloc(256*PAGE_SIZE);        //内核0-1GB的页表, 占1MB

      memset( kernel_pgt, 0, 256*PAGE_SIZE );
      //初始化内核页面, 先把内核的前8MB映射到物理地址
      for(i=0; i< _MB(8)/PAGE_SIZE; i++)
      {
              kernel_pgt[i] = i*PAGE_SIZE | PG_U | PG_W | PG_P;
      }
      
      //申请一个内核进程的页目录的物理页面
      pgd0 = vmalloc(PAGE_SIZE);
      //printk("get_free_page(); 0x%X\n", pgd0);
            memset( pgd0, 0, PAGE_SIZE);
      current->pgd = (t_32)pgd0;        //内核进程的页目录地址
      //初始化进程0的页目录, pgd0为进程0的页目录
      //线性地址前1MB保留指向物理地址
      for(i=0; i<1; i++)
      {
              pgd0[i] = (L2P((t_32)kernel_pgt))+PAGE_SIZE*i | PG_U  | PG_W | PG_P;        //内核可读可写页
      }
      //768后256个页表指向内核页表 3-4GB
      for(i=0; i<256; i++)
      {
              pgd0[i+768] = (L2P((t_32)kernel_pgt))+PAGE_SIZE*i | PG_U  | PG_W | PG_P;        //内核可读可写页
      }
                           
            //设置页目录基址cr3的值,并且开启分页功能cr0的PG标志,跳转刷新预取指令。
            set_pdbr( (t_32)pgd0 );
            //安装页面异常处理
            isr_install_handler( 14, do_page_fault );
            __asm__("movl %cr0,%eax\n\t \
            orl $0x80000000,%eax\n\t \
            movl %eax,%cr0\n\t \
            jmp 1f\n\t \
            1:");
           
            printk("kernel paging is setuped successfully!\n");
    }

    //更新cr3
    void set_pdbr(t_32 pd)
    {
            pd = L2P(pd);
      asm("mov %0, %%eax"::"m"(pd));
      asm("mov %eax, %cr3");
    }


    //分页初始化
    void page_init(t_32 start, t_32 end )
    {
            t_32 size = end - start;
            nr_p_pages  = size / PAGE_SIZE;        //看分成多少个页
            p_first_page = (struct page_info*)start;
            p_pages = vmalloc(nr_p_pages*sizeof(struct page_info));
            //初始化
            memset( p_pages, 0, nr_p_pages*sizeof(struct page_info) );
    }


    //获取空闲的物理内存页
    void* get_free_page()
    {
            t_32 i;
            static t_32 skip = 0;
            void* page;
    retry:
            for(i=skip; i<nr_p_pages; i++)
                    if( p_pages[i].i_count == 0 )
                    {
                            skip = i+1;
                            p_pages[i].i_count ++;
                            page = (void*)PAGE_ADDR(i);
                            return page;
                    }
            if( skip>0 ){
                    skip = 0;
                    goto retry;
            }
            return NULL;
    }

    //调试:显示所有使用的物理内存页面信息
    void dump_page()
    {
            int i;
            printk("used page:\n");
            for(i=0; i<nr_p_pages; i++)
                    if( p_pages[i].i_count )
                    {
                            printk("%d ",i);
                    }
            printk("\ndump_ok\n");
    }

    //处理页面异常
    void do_page_fault( t_32 err_code, const struct stack_frame *r )
    {
            t_32 m_addr;        //出错内存地址
            __asm__("movl %%cr2, %0" : "=r"( m_addr ) );
                   
            if( !(err_code & PG_P) )
      //缺页处理
            {
                    //由地址计算出哪个PDE, 取当前进程页目录中的PDE指针
                    t_32 *dir = CURRENT_PAGE_DIR( m_addr );
                    //printk("addr: 0x%X  dir&0x%X value:0x%X\n" , m_addr, dir, *dir );
                    if(!(*dir))        //如果这个页目录项是空的,则创建
                    {
                            /*
                             * 在内核空间申请一个页表空间 4KB
                             * 因为这里如果是用get_free_page()申请的物理内存返回的是物理地址,
                             * 无法直接访问物理内存,所以无法写入PTE.
                             * 因此用到内核空间.
                             */
                            *dir = L2P((t_32)vmalloc(PAGE_SIZE));       
                            memset( (void*)*dir, 0, PAGE_SIZE);
                            if(*dir==0)
                            {
                                    panic("no enough memory.\n");
                            }
    #if 0
                            //初始化整个目录, 意味着一次获取映射4MB内容
                            {
                                    t_32 i;
                                    t_32* pgt = (t_32*)*dir;
                                    for(i=0; i<1024; i++ )
                                    {
                                            pgt[i] = (t_32)get_free_page();
                                            if(pgt[i]==0)
                                            {
                                                    panic("no enough memory.\n");
                                            }
                                            pgt[i] = pgt[i] | PG_W | PG_P | PG_U;
                                    }
                            }
    #endif
                            *dir = *dir | PG_W | PG_P | PG_U;
                            //printk("created dir! dir:0x%X  *dir:0x%X\n", dir, *dir);
                            return;
                    }
                    //由物理地址计算出哪个页表项               
                    t_32 *table = CURRENT_PAGE_TABLE( m_addr );
                    //printk("addr: 0x%X  table0x%X value:0x%X\n" , m_addr, table, *table );
                    if(!(*table))
                    {
                            *table = (t_32)get_free_page();
                            if(*table==0)
                            {
                                    panic("no enough memory.\n");
                            }
                            *table = *table | PG_W | PG_P | PG_U;
                            //printk("create table! table:0x%X *table:0x%X\n", table, *table);
                    }
                    return;
            }
            panic("page protected! err_code:0x%X  eip:0x%X\n", err_code, r->eip);
    }

    转载于:https://www.cnblogs.com/alon/archive/2009/04/24/1442702.html

    展开全文
  • 文章目录1.1 内存管理1.2 内存管理的功能1.3非连续配置管理方式1.3.1 基本分页存储管理方式1.3.1.1 分页存储的几个基本概念1.3.1.2 基本地址变换机构1.3.1.3 具有快表的地址变换机构1.3.1.4 两级页表1.3.2 基本分段...

    1.1 内存管理

    操作系统对内存的划分和动态分配。// for : 支持多道程序并发执行。

    1.2 内存管理的功能

    (1)内存空间的分配与回收
    (2)地址转换
    (3)内存空间的扩充
    (4)存储保护

    1.3非连续配置管理方式

    非连续分配允许一个程序分散地装入到不相邻的内存分区中。非连续分配管理方式根据分区的大小是否固定分为分页存储管理方式和分段存储管理方式。分页存储管理方式中,又根据运行作业时是否把作业的所有页面都装入内存才能运行分为基本分页存储管理方式和请求分页存储管理方式。

    1.3.1 基本分页存储管理方式

    1.3.1.1 分页存储的几个基本概念

    (1)分页:把主存空间划分为大小相等且固定的块,块相对较小,作为主存的基本单元。每个进程也以块为单位进行划分,进程在执行时,以块为单位逐个申请主存中的块空间。(会产生页内碎)
    (2)页:进程中的块。
    (3)页框:内存中的块
    逻辑地址结构:
    在这里插入图片描述
    (4)页表:为了便于在内存中找到进程的每个页面所对应的物理块,系统为每个进程建立一张页表,记录页面在内存中对应的物理块号,页表一般存放在内存中。页表是由页表项组成的,第一部分是页号,第二部分是物理内存中的块号,页表项的第二部分与逻辑地址结构的第二部分共同组成物理地址。
    在这里插入图片描述

    1.3.1.2 基本地址变换机构

    地址变换机构的任务是将逻辑地址转换为内存中的物理地址,地址变换是借助页表实现的。
    在这里插入图片描述
    在系统中通常设置一个页表寄存器(PTR),存放页表在内存的始址F和页表长度M。进程未执行时,页表的始址和长度存放在进程控制块中,当进程执行时,才将页表是地址和长度存入页表寄存器。
    (1)计算页号P(P=A/L)和页内偏移W(W=A%L)。
    (2)比较页号P和页表长度M,若P>=M,则产生越界中断,否则继续执行。
    (3)页表中页号P对应的页表项地址 = 页表起始地址F + 页号 * 页表长度,取出该页表内容b,即为物理块号。
    (4)计算E = b * L + W,用得到的物理地址E去访问内存。
    存在的两个主要问题:
    (1)地址转换过程必须足够快,否则访存速度会降低;
    (2)页表不能太大,否则内存利用率会降低。

    1.3.1.3 具有快表的地址变换机构

    在地址变换机构中增设了一个具有并行查找能力的高速缓冲存储器-快表,又称联想寄存器(TLB),用来存放当前访问过的若干页表项,以加速地址变换的过程。与此对应,主存中的页表也常称为慢表。
    在这里插入图片描述
    (1)CPU给出逻辑地址后,由硬件进行地址转换并将页号送入高速缓存寄存器,并将此页号与快表中的所有页号进行比较。
    (2)如果找到匹配的页号,说明所要访问的页表项在快表中,则直接从中取出该页对应的页表框号,也页内偏移拼接形成物理地址。
    (3)如果没有找到,则需要访问主存中的页表,在读出页表项后,应同时将其存入快表,以便后面可能的再次访问。

    1.3.1.4 两级页表

    在这里插入图片描述

    1.3.2 基本分段存储管理方式

    分段管理方式的提高则是考虑了用户和程序员,以满足方便编程、信息保护和共享、动态增长及动态链接等多方面的需要。

    1.3.2.1 分段存储的几个基本概念

    (1)分段:段式管理方式按照用户进程中的自然段划分逻辑空间。其逻辑地址由段号S与段内偏移量W两部分组成。
    逻辑地址结构:
    在这里插入图片描述
    段号为16位,段内偏移量为16位,则一个作业时最多可有2^16=65535个段,最大段长为64KB。在页式系统中,逻辑地址的页号和页内偏移量对用户是透明的,但在段式系统中,段号和段内偏移量必须由用户显式提供,在高级程序设计语言中,这个工作由编译程序完成。
    (2)段表:每个进程都有一张逻辑空间与内存空间映射的段表,其中每一个段表项对应进程的一个段,段表项记录该段在内存中的段的长度和起始地址。(实际上只有后两部分)
    在这里插入图片描述
    在配置了段表后,执行中的进程可通过查找段表,找到每个段所对应的内存区。
    在这里插入图片描述

    1.3.2.2 地址变换机构

    实现进程从逻辑地址到物理地址的变换功能,在系统中设置了段表寄存器,用于存放段表始址F和段表长度M。
    在这里插入图片描述
    (1)从逻辑地址A取出前几位为段号S,后几位为段内偏移量W。
    (2)比较段号S和段长度M,若S>=M,则产生越界中断,否则继续执行。
    (3)段表中段号S对应的段表项地址 = 段表起始地址F + 段号S * 段表项长度,取出该段表项的前几位得到段长C。若段内偏移量>=C,则产生越界中断,否则继续执行。
    (4)取出段表项中该段的起始地址b,计算E = b + W,用得到的物理地址E去访问内存。

    1.3.2.3 段的共享与保护

    在分段系统中,段的共享是通过两个作业的段表中相应表项指向被共享的段的同一个物理副本来实现的。

    1.3.3 段页式管理方式

    页式存储管理能有效地提高内存利用率,而分段存储管理能反映程序的逻辑结构并有利于段的共享。如果将这两种存储管理方式结合起来,就形成段页式存储管理方式。在段页式系统中,作业的地址空间首先被分成若干个逻辑段,每段都有自己的段号,然后再将每一段分成若干个大小固定的页。对内存空间的管理仍然和分页存储管理一样,将其分成若干个和页面大小相同的存储块,对内存的分配以存储块为单位。
    在这里插入图片描述
    在段页式系统中,作业的逻辑地址分为三部分:段号、页号和页内偏移。
    逻辑地址结构:
    在这里插入图片描述
    在进行地址变换时,首先通过段表查到页表起始地址,然后通过页表找到页帧号,最后形成物理地址。
    在这里插入图片描述
    参考文献:
    《计算机操作系统》 汤子灜

    展开全文
  • 保护模式下未开启分页(段基址+偏移量)直接对应物理地址空间; 保护模式下开启分页(段基址+偏移量)则是对应线性地址空间的地址。 X86 CPU中逻辑地址到线性地址映射过程: (*)分页机制(物理地址=页表项...

     ---其中:

    (*)分段机制(物理地址/线性地址 = 段基址 + 偏移量)

            保护模式下未开启分页(段基址+偏移量)直接对应物理地址空间;

            保护模式下开启分页(段基址+偏移量)则是对应线性地址空间的地址。

    X86 CPU中逻辑地址到线性地址映射过程:

     

    (*)分页机制(物理地址=页表项内的地址+偏移量)

    一级页表

           分页机制是工作在分段机制下的,在保护模式下,通过选择子找到段基址,通过段基址:段内偏移的方式组合成线性地址,拿到线性地址之后会根据是否开启分页来找到实际的物理地址,用一副图来解释更加

    分页机制的作用有两方面
    1. 将线性地址转换成物理地址
    2. 用大小相等的页代替大小不等的段 

     

             需要通过分页机制来映射的线性地址便有了一个高大上的名字,虚拟地址 !

     

     

    更多想了解内存分页内容去(6)打造简单OS-内存分页 其中有地址详细解说

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    首先是地址转换:逻辑地址(——分段部件——>)线性地址(——分页部件——>)物理地址。

    接着就是为什么要分段,为什么要分页:

    1.分段是面向用户,每一个段是一个逻辑单位。每一个段有一个段描述符,如何找到段描述符呢?以及段描述符在什么地方?那么回到上面的地址转换,逻辑地址通过分段部件成为线性地址,这个过程其实就是找段描述符,以及通过描述符找到段的线性地址。[逻辑地址[段选择符]]根据段描述符寄存器找到GDT(段描述符表——存放段描述符),然后通过逻辑地址中的段选择符找到相应的段描述符,就得到线性地址了。


    2.分页是面向物理部件的,为的是提高物理部件的利用率,每一个页是一个物理单位。

    也许大家都知道线性地址通过页表转换成物理地址,具体怎么转换的呢?首先分析线性地址是什么,既然涉及到了页表,页目录项,那么线性地址肯定包括页目录项信息,页表项信息,页内偏移等信息了。所有通过(与或非)提取16进制线性地址特定几位的信息就可以获取了,然后再去查找就得出了相应的物理地址了,如何找到页目录和页表,自然也是同分段一样,通过寄存器找到页目录项也页表在内存中的位置

    当然上述过程不能想象成纯软件的过程,其中有是部分基本功能是硬件支持的。


    现在讨论一下特权级的问题,主要讨论两种特权级:

    1.CPU特权级,CPU特权级和linux进程的用户态和内核态有关,所谓用户态和内核态的区别是CPU当前的特权级来确定的,那么CPU的特权级怎么来的,通过CS寄存器中特权级标志位来的。既然由CPU的特权级来确定的,又由于CPU的特权级决定了硬件资源的访问级别,那么“用户进程想要访问硬件资源,比如说硬盘的访问...,必须从系统调用,陷入内核,也就是说从用户态转向内核态”就好理解了。


    2.描述符特权级,可能大家都知道进程之间是可以段共享的,那么如何限制段的存取呢,以防止某些重要的段不被读取,通过描述符特权级。


    关于分段部件就涉及到了段描述符问题

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空空如也

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