首先，必須要闡述一下這篇文章的主題是Linux內(nèi)存管理中的分段和分頁技術。

來回顧一下歷史，在早期的計算機中，程序是直接運行在物理內(nèi)存上的。換句話說，就是程序在運行的過程中訪問的都是物理地址。如果這個系統(tǒng)只運行一個程序，那么只要這個程序所需的內(nèi)存不要超過該機器的物理內(nèi)存就不會出現(xiàn)問題，也就不需要考慮內(nèi)存管理這個麻煩事了，反正就你一個程序，就這么點內(nèi)存，吃不吃得飽那是你的事情了。然而現(xiàn)在的系統(tǒng)都是支持多任務，多進程的，這樣CPU以及其他硬件的利用率會更高，這個時候就要考慮到將系統(tǒng)內(nèi)有限的物理內(nèi)存如何及時有效的分配給多個程序了，這個事情本身就稱之為內(nèi)存管理。

下面舉一個早期的計算機系統(tǒng)中，內(nèi)存分配管理的例子，以便于大家理解。

加入三個程序，程序1，2，3.程序1運行的過程中需要10M內(nèi)存，程序2運行的過程中需要100M內(nèi)存，而程序3運行的過程中需要20M內(nèi)存。如果系統(tǒng)同時需要運行程序A和B，那么早期的內(nèi)存管理過程大概是這樣的，將物理內(nèi)存的前10M分配給A, 接下來的10M-110M分配給B。這種內(nèi)存管理的方法比較直接，好了，假設這個時候想讓程序C也運行，同時假設系統(tǒng)的內(nèi)存只有128M，顯然按照這種方法程序C由于內(nèi)存不夠是不能夠運行的。大家知道可以使用虛擬內(nèi)存的技術，內(nèi)存空間不夠的時候可以將程序不需要用到的數(shù)據(jù)交換到磁盤空間上去，已達到擴展內(nèi)存空間的目的。下面來看看這種內(nèi)存管理方式存在的幾個比較明顯的問題。就像文章一開始提到的，要很深層次的把握某個技術最好搞清楚其發(fā)展歷程。

1．進程地址空間不能隔離

由于程序直接訪問的是物理內(nèi)存，這個時候程序所使用的內(nèi)存空間不是隔離的。舉個例子，就像上面說的A的地址空間是0-10M這個范圍內(nèi)，但是如果A中有一段代碼是操作10M-128M這段地址空間內(nèi)的數(shù)據(jù)，那么程序B和程序C就很可能會崩潰（每個程序都可以系統(tǒng)的整個地址空間）。這樣很多惡意程序或者是木馬程序可以輕而易舉的破快其他的程序，系統(tǒng)的安全性也就得不到保障了，這對用戶來說也是不能容忍的。

2. 內(nèi)存使用的效率低

如上面提到的，如果要像讓程序A、B、C同時運行，那么唯一的方法就是使用虛擬內(nèi)存技術將一些程序暫時不用的數(shù)據(jù)寫到磁盤上，在需要的時候再從磁盤讀回內(nèi)存。這里程序C要運行，將A交換到磁盤上去顯然是不行的，因為程序是需要連續(xù)的地址空間的，程序C需要20M的內(nèi)存，而A只有10M的空間，所以需要將程序B交換到磁盤上去，而B足足有100M，可以看到為了運行程序C需要將100M的數(shù)據(jù)從內(nèi)存寫到磁盤，然后在程序B需要運行的時候再從磁盤讀到內(nèi)存，知道IO操作比較耗時，所以這個過程效率將會十分低下。

3. 程序運行的地址不能確定

程序每次需要運行時，都需要在內(nèi)存中非配一塊足夠大的空閑區(qū)域，而問題是這個空閑的位置是不能確定的，這會帶來一些重定位的問題，重定位的問題確定就是程序中引用的變量和函數(shù)的地址，如果有不明白童鞋可以去查查編譯愿意方面的資料。

內(nèi)存管理無非就是想辦法解決上面三個問題，如何使進程的地址空間隔離，如何提高內(nèi)存的使用效率，如何解決程序運行時的重定位問題？

這里引用計算機界一句無從考證的名言：“計算機系統(tǒng)里的任何問題都可以靠引入一個中間層來解決。”

現(xiàn)在的內(nèi)存管理方法就是在程序和物理內(nèi)存之間引入了虛擬內(nèi)存這個概念。虛擬內(nèi)存位于程序和屋里內(nèi)存之間，程序只能看見虛擬內(nèi)存，再也不能直接訪問物理內(nèi)存。每個程序都有自己獨立的進程地址空間，這樣就做到了進程隔離。這里的進程地址空間是指虛擬地址。顧名思義既然是虛擬地址，也就是虛的，不是現(xiàn)實存在的地址空間。

既然在程序和物理地址空間之間增加了虛擬地址，那么就要解決怎么從虛擬地址映射到物理地址，因為程序最終肯定是運行在物理內(nèi)存中的，主要有分段和分頁兩種技術。

分段(Segmentation)：這種方法是人們最開始使用的一種方法，基本思路是將程序所需要的內(nèi)存地址空間大小的虛擬空間映射到某個
物理地址空間。

段映射機制

每個程序都有其獨立的虛擬的獨立的進程地址空間，可以看到程序A和B的虛擬地址空間都是從0x00000000開始的。將兩塊大小相同的虛擬地址空間和實際物理地址空間一一映射，即虛擬地址空間中的每個字節(jié)對應于實際地址空間中的每個字節(jié)，這個映射過程由軟件來設置映射的機制，實際的轉換由硬件來完成。

這種分段的機制解決了文章一開始提到的3個問題中的進程地址空間隔離和程序地址重定位的問題。程序A和程序B有自己獨立的虛擬地址空間，而且該虛擬地址空間被映射到了互相不重疊的物理地址空間，如果程序A訪問虛擬地址空間的地址不在0x00000000-0x00A00000這個范圍內(nèi)，那么內(nèi)核就會拒絕這個請求，所以它解決了隔離地址空間的問題。應用程序A只需要關心其虛擬地址空間0x00000000-0x00A00000，而其被映射到哪個物理地址無需關心，所以程序永遠按照這個虛擬地址空間來放置變量，代碼，不需要重新定位。

無論如何分段機制解決了上面兩個問題，是一個很大的進步，但是對于內(nèi)存效率問題仍然無能為力。因為這種內(nèi)存映射機制仍然是以程序為單位，當內(nèi)存不足時仍然需要將整個程序交換到磁盤，這樣內(nèi)存使用的效率仍然很低。那么，怎么才算高效率的內(nèi)存使用呢。事實上，根據(jù)程序的局部性運行原理，一個程序在運行的過程當中，在某個時間段內(nèi)，只有一小部分數(shù)據(jù)會被經(jīng)常用到。所以需要更加小粒度的內(nèi)存分割和映射方法，此時是否會想到Linux中的Buddy算法和slab內(nèi)存分配機制呢，哈哈。另一種將虛擬地址轉換為物理地址的方法分頁機制應運而生了。

分頁機制：

分頁機制就是把內(nèi)存地址空間分為若干個很小的固定大小的頁，每一頁的大小由內(nèi)存決定，就像Linux中ext文件系統(tǒng)將磁盤分成若干個Block一樣，這樣做是分別是為了提高內(nèi)存和磁盤的利用率。試想以下，如果將磁盤空間分成N等份，每一份的大小(一個Block)是1M，如果我想存儲在磁盤上的文件是1K字節(jié)，那么其余的999字節(jié)是不是浪費了。所以需要更加細粒度的磁盤分割方式，可以將Block設置得小一點，這當然是根據(jù)所存放文件的大小來綜合考慮的，好像有點跑題了，我只是想說，內(nèi)存中的分頁機制跟ext文件系統(tǒng)中的磁盤分割機制非常相似。

Linux中一般頁的大小是4KB，把進程的地址空間按頁分割，把常用的數(shù)據(jù)和代碼頁裝載到內(nèi)存中，不常用的代碼和數(shù)據(jù)保存在磁盤中，還是以一個例子來說明,如下圖：

進程虛擬地址空間、物理地址空間和磁盤之間的頁映射關系

可以看到進程1和進程2的虛擬地址空間都被映射到了不連續(xù)的物理地址空間內(nèi)(這個意義很大，如果有一天連續(xù)物理地址空間不夠，但是不連續(xù)的地址空間很多，如果沒有這種技術，程序就沒有辦法運行),甚至他們共用了一部分物理地址空間，這就是共享內(nèi)存。

進程1的虛擬頁VP2和VP3被交換到了磁盤中，在程序需要這兩頁的時候，Linux內(nèi)核會產(chǎn)生一個缺頁異常，然后異常管理程序會將其讀到內(nèi)存中。

這就是分頁機制的原理，當然Linux中的分頁機制的實現(xiàn)還是比較復雜的，通過了也全局目錄，也上級目錄，頁中級目錄，頁表等幾級的分頁機制來實現(xiàn)的，但是基本的工作原理是不會變的。

分頁機制的實現(xiàn)需要硬件的實現(xiàn)，這個硬件名字叫做MMU(Memory Management Unit)，他就是專門負責從虛擬地址到物理地址轉換的，也就是從虛擬頁找到物理頁。

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