❶ linux目錄結構
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虛擬文件目錄
夠詳細了吧。
❷ linux為什麼主要採用分頁機制來實現虛擬存儲管理
1 分頁機制
在虛擬內存中，頁表是個映射表的概念, 即從進程能理解的線性地址(linear address)映射到存儲器上的物理地址(phisical address).
很顯然，這個頁表是需要常駐內存的東西, 以應對頻繁的查詢映射需要(實際上，現代支持VM的處理器都有一個叫TLB的硬體級頁表緩存部件，本文不討論）。
1.1 為什麼使用多級頁表來完成映射
但是為什麼要使用多級頁表來完成映射呢?
用來將虛擬地址映射到物理地址的數據結構稱為頁表, 實現兩個地址空間的關聯最容易的方式是使用數組, 對虛擬地址空間中的每一頁, 都分配一個數組項. 該數組指向與之關聯的頁幀, 但這會引發一個問題, 例如, IA-32體系結構使用4KB大小的頁, 在虛擬地址空間為4GB的前提下, 則需要包含100萬項的頁表. 這個問題在64位體系結構下, 情況會更加糟糕. 而每個進程都需要自身的頁表, 這回導致系統中大量的所有內存都用來保存頁表.
設想一個典型的32位的X86系統，它的虛擬內存用戶空間(user space)大小為3G, 並且典型的一個頁表項(page table entry, pte)大小為4 bytes，每一個頁(page)大小為4k bytes。那麼這3G空間一共有(3G/4k=)786432個頁面，每個頁面需要一個pte來保存映射信息，這樣一共需要786432個pte!
如何存儲這些信息呢？一個直觀的做法是用數組來存儲，這樣每個頁能存儲(4k/4=)1K個，這樣一共需要(786432/1k=)768個連續的物理頁面(phsical page)。而且，這只是一個進程，如果要存放所有N個進程，這個數目還要乘上N! 這是個巨大的數目，哪怕內存能提供這樣數量的空間，要找到連續768個連續的物理頁面在系統運行一段時間後碎片化的情況下，也是不現實的。
為減少頁表的大小並容許忽略不需要的區域, 計算機體系結構的涉及會將虛擬地址分成多個部分. 同時虛擬地址空間的大部分們區域都沒有使用, 因而頁沒有關聯到頁幀, 那麼就可以使用功能相同但內存用量少的多的模型: 多級頁表
但是新的問題來了, 到底採用幾級頁表合適呢?
1.2 32位系統中2級頁表
從80386開始, intel處理器的分頁單元是4KB的頁, 32位的地址空間被分為3部分
單元
描述
頁目錄表Directory 最高10位
頁中間表Table 中間10位
頁內偏移 最低12位
即頁表被劃分為頁目錄表Directory和頁中間表Tabl兩個部分
此種情況下, 線性地址的轉換分為兩步完成.
第一步, 基於兩級轉換表(頁目錄表和頁中間表), 最終查找到地址所在的頁幀
第二步, 基於偏移, 在所在的頁幀中查找到對應偏移的物理地址
使用這種二級頁表可以有效的減少每個進程頁表所需的RAM的數量. 如果使用簡單的一級頁表, 那將需要高達220個頁表, 假設每項4B, 則共需要佔用220?4B=4MB的RAM來表示每個進程的頁表. 當然我們並不需要映射所有的線性地址空間(32位機器上線性地址空間為4GB), 內核通常只為進程實際使用的那些虛擬內存區請求頁表來減少內存使用量.
1.3 64位系統中的分頁
正常來說, 對於32位的系統兩級頁表已經足夠了, 但是對於64位系統的計算機, 這遠遠不夠.
首先假設一個大小為4KB的標准頁. 因為1KB覆蓋210個地址的范圍, 4KB覆蓋212個地址, 所以offset欄位需要12位.
這樣線性地址空間就剩下64-12=52位分配給頁中間表Table和頁目錄表Directory. 如果我們現在決定僅僅使用64位中的48位來定址(這個限制其實已經足夠了, 2^48=256TB, 即可達到256TB的定址空間). 剩下的48-12=36位被分配給Table和Directory欄位. 即使我們現在決定位兩個欄位各預留18位, 那麼每個進程的頁目錄和頁表都包含218個項, 即超過256000個項.
基於這個原因, 所有64位處理器的硬體分頁系統都使用了額外的分頁級別. 使用的級別取決於處理器的類型
平台名稱
頁大小
定址所使用的位數
分頁級別數
線性地址分級
alpha 8KB 43 3 10 + 10 + 10 + 13
ia64 4KB 39 3 9 + 9 + 9 + 12
ppc64 4KB 41 3 10 + 10 + 9 + 12
sh64 4KB 41 3 10 + 10 + 9 + 12
x86_64 4KB 48 4 9 + 9 + 9 + 9 + 12
❸ linux kernel 內存管理-頁表、TLB
頁表用來把虛擬頁映射到物理頁，並且存放頁的保護位(即訪問許可權)。
在Linux4.11版本以前，Linux內核把頁表分為4級：
頁全局目錄表(PGD)、頁上層目錄(PUD)、頁中間目錄(PMD)、直接頁表(PT) 。
4.11版本把頁表擴展到5級，在頁全局目錄和頁上層目錄之間增加了 頁四級目錄(P4D) 。
各處處理器架構可以選擇使用5級，4級，3級或者2級頁表，同一種處理器在頁長度不同的情況可能選擇不同的頁表級數。可以使用配置宏CONFIG_PGTABLE_LEVELS配置頁表的級數，一般使用默認值。
如果選擇4級頁表，那麼使用PGD，PUD，PMD，PT；如果使用3級頁表，那麼使用PGD，PMD，PT；如果選擇2級頁表，那麼使用PGD和PT。 如果不使用頁中間目錄 ，那麼內核模擬頁中間目錄，調用函數pmd_offset 根據頁上層目錄表項和虛擬地址獲取頁中間目錄表項時 ， 直接把頁上層目錄表項指針強制轉換成頁中間目錄表項 。
每個進程有獨立的頁表，進程的mm_struct實例的成員pgd指向頁全局目錄,前面四級頁表的表項存放下一級頁表的起始地址，直接頁表的頁表項存放頁幀號(PFN) 。
內核也有一個頁表， 0號內核線程的進程描述符init_task的成員active_mm指向內存描述符init_mm，內存描述符init_mm的成員pgd指向內核的頁全局目錄swapper_pg_dir 。
ARM64處理器把頁表稱為轉換表，最多4級。ARM64處理器支持三種頁長度：4KB，16KB，64KB。頁長度和虛擬地址的寬度決定了轉換表的級數，在虛擬地址的寬度為48位的條件下，頁長度和轉換表級數的關系如下所示：
ARM64處理器把表項稱為描述符，使用64位的長描述符格式。描述符的0bit指示描述符是不是有效的：0表示無效，1表示有效。第1位指定描述符類型。
在塊描述符和頁描述符中，內存屬性被拆分為一個高屬性和一個低屬性塊。
處理器的MMU負責把虛擬地址轉換成物理地址，為了改進虛擬地址到物理地址的轉換速度，避免每次轉換都需要查詢內存中的頁表，處理器廠商在管理單元里加了稱為TLB的高速緩存，TLB直譯為轉換後備緩沖區，意譯為頁表緩存。
頁表緩存用來緩存最近使用過的頁表項， 有些處理器使用兩級頁表緩存 ： 第一級TLB分為指令TLB和數據TLB，好處是取指令和取數據可以並行；第二級TLB是統一TLB，即指令和數據共用的TLB 。
不同處理器架構的TLB表項的格式不同。ARM64處理器的每條TLB表項不僅包含虛擬地址和物理地址，也包含屬性：內存類型、緩存策略、訪問許可權、地址空間標識符(ASID)和虛擬機標識符(VMID)。 地址空間標識符區分不同進程的頁表項 ， 虛擬機標識符區分不同虛擬機的頁表項 。
如果內核修改了可能緩存在TLB裡面的頁表項，那麼內核必須負責使舊的TLB表項失效，內核定義了每種處理器架構必須實現的函數。
當TLB沒有命中的時候，ARM64處理器的MMU自動遍歷內存中的頁表，把頁表項復制到TLB，不需要軟體把頁表項寫到TLB，所以ARM64架構沒有提供寫TLB的指令。
為了減少在進程切換時清空頁表緩存的需要，ARM64處理器的頁表緩存使用非全局位區分內核和進程的頁表項(nG位為0表示內核的頁表項)， 使用地址空間標識符(ASID)區分不同進程的頁表項 。
ARM64處理器的ASID長度是由具體實現定義的，可以選擇8位或者16位。寄存器TTBR0_EL1或者TTBR1_EL1都可以用來存放當前進程的ASID，通常使用寄存器TCR_EL1的A1位決定使用哪個寄存器存放當前進程的ASID，通常使用寄存器 TTBR0_EL1 。寄存器TTBR0_EL1的位[63:48]或者[63:56]存放當前進程的ASID，位[47:1]存放當前進程的頁全局目錄的物理地址。
在SMP系統中，ARM64架構要求ASID在處理器的所有核是唯一的。假設ASID為8位，ASID只有256個值，其中0是保留值，可分配的ASID范圍1~255，進程的數量可能超過255，兩個進程的ASID可能相同，內核引入ASID版本號解決這個問題。
(1)每個進程有一個64位的軟體ASID， 低8位存放硬體ASID，高56位存放ASID版本號 。
(2) 64位全局變數asid_generation的高56位保存全局ASID版本號 。
(3) 當進程被調度時，比較進程的ASID版本號和全局版本號 。如果版本號相同，那麼直接使用上次分配的ASID，否則需要給進程重新分配硬體ASID。
存在空閑ASID，那麼選擇一個分配給進程。不存在空閑ASID時，把全局ASID版本號加1，重新從1開始分配硬體ASID，即硬體ASID從255回繞到1。因為剛分配的硬體ASID可能和某個進程的ASID相同，只是ASID版本號不同，頁表緩存可能包含了這個進程的頁表項，所以必須把所有處理器的頁表緩存清空。
引入ASID版本號的好處是：避免每次進程切換都需要清空頁表緩存，只需要在硬體ASID回環時把處理器的頁表緩存清空 。
虛擬機裡面運行的客戶操作系統的虛擬地址轉物理地址分兩個階段：
(1) 把虛擬地址轉換成中間物理地址，由客戶操作系統的內核控制 ，和非虛擬化的轉換過程相同。
(2) 把中間物理地址轉換成物理地址，由虛擬機監控器控制 ，虛擬機監控器為每個虛擬機維護一個轉換表，分配一個虛擬機標識符，寄存器 VTTBR_EL2 存放當前虛擬機的階段2轉換表的物理地址。
每個虛擬機有獨立的ASID空間 ，頁表緩存使用 虛擬機標識符 區分不同虛擬機的轉換表項，避免每次虛擬機切換都要清空頁表緩存，在虛擬機標識符回繞時把處理器的頁表緩存清空。