linux页表进程

㈠ linux中进程的页表是自动生成的吗

是的，在进程clone的时候会复制进程页表设置只读，访问的时候触发缺页中断

㈡ Linux操作系统具有哪些特点

一、 Linux的诞生
Linux的兴起可以说是Internet创造的一个奇迹。 1991年初，当年轻的芬兰大学生Linus Torvalds在开始其Linux 操作系统的设计时，他的目的只不过是想看一看Intel 386存储 管理硬件是怎样工作的，而绝对没有想到这一举动会在计算机界 产生如此重大的影响。他的设计进展得很顺利，只花了几个月时 间就在一台Intel 386微机上完成了一个类似于Unix 的操作系统, 这就是最早的Linux版本。1991年底，Linus Torvalds首次在Internet 上发布了基于Intel 386体系结构的Linux源代码，从此以后，奇迹开始 发生了。由于Linux具有结构清晰、功能简捷等特点，许多大专院校的学 生和科研机构的研究人员纷纷把它作为学 习和研究的对象。他们在更正原 有Linux版本中错误的同时，也不断地为Linux增加新的功能。在众多热心者的 努力下，Linux逐渐成为一个稳定可靠、功能完善的操作系统。一些软件公司， 如Red Hat、InfoMagic等也不失时机地推出了自己的以Linux为核心的操作系统 版本，这大大推动了Linux的商品化。在一些大的计算机公司的支持下，Linux还 被移植到以Alpha APX、PowerPC、Mips及Sparc等为处理机的系统上。Linux的使 用日益广泛，其影响力直逼Unix。

Linux的成功得益于如下因素：
(1) 具有良好的开放性。Linux及其生成工具的源代码均可通过Internet免费获取，linux爱 好者能非常 容易地建立一个Linux开发平台。

(2) Internet的普及使热心于Linux的开发者们能进行高效、快捷的交流，从而为Linux 创造了一个优良的分布式开发环境。

(3) Linux具有很强的适应性，能适应各种不同的硬件平台。
Linux的版本更新很快。在短短的七年时间里，其版本已升至2.1.x。这里之所以用"x"表示，是因为 x的值变化太快，很难准确地定位它的值。这也从侧面反映了从事Linux的研究者之多。不过，Linux用得最 多的版本还是2.0.30，许多商品化的操作系统都以它为核心。

二、 Linux的主要特点
作为一个操作系统，Linux几乎满足当今Unix操作系统的所有要求，因此，它具有Unix操作系统的基本 特征。
1.符合POSIX 1003.1标准
POSIX 1003.1标准定义了一个最小的Unix操作系统接口，任何操作系统只有符合这一标准，才有可能运 行Unix程序。考虑到Unix具有丰富的应用程序，当今绝大多数操作系统都把满足POSIX 1003.1标准作为实现 目标，Linux也不例外，它完全支持POSIX 1003.1标准。另外，为了使Unix System V和BSD上的程序能直接在 Linux上运行， Linux还增加了部分System V和BSD的系统接口，使Linux成为一个完善的Unix程序开发系统。

2.支持多用户访问和多任务编程
Linux是一个多用户操作系统，它允许多个用户同时访问系统而不会造成用户之间的相互干扰。另外， Linux还支持真正的多用户编程，一个用户可以创建多个进程，并使各个进程协同工作来完成用户的需求.

3.采用页式存储管理
页式存储管理使Linux能更有效地利用物理存储空间，页面的换入换出为用户提供了更大的存储空间。

4.支持动态链接
用户程序的执行往往离不开标准库的支持，一般的系统往往采用静态链接方式，即在装配阶段就已将 用户程序和标准库链接好，这样，当多个进程运行时，可能会出现库代码在内存中有多个副本而浪费存储 空间的情况。Linux 支持动态链接方式，当运行时才进行库链接，如果所需要的库已被其它进程装入内存， 则不必再装入，否则才从硬盘中将库调入。这样能保证内存中的库程序代码是唯一的。

5.支持多种文件系统
Linux能支持多种文件系统。目前支持的文件系统有：EXT2、EXT、XIAFS、ISOFS、HPFS、MSDOS、UMSDOS、 PROC、NFS、SYSV、MINIX、SMB、UFS、NCP、VFAT、AFFS。Linux最常用的文件系统是EXT2，它的文件名长度可 达255字符，并且还有许多特有的功能，使它比常规的Unix文件系统更加安全。

6.支持TCP/IP、SLIP和PPP
在Linux中，用户可以使用所有的网络服务，如网络文件系统、远程登录等。SLIP和PPP能支持串行线上的 TCP/IP协议的使用，这意味着用户可用一个高速Modem通过电话线连入Internet网中。

除了上述基本特征外，Linux还具有其独有的特色：

支持硬盘的动态Cache 这一功能与MS�DOS中的Smartdrive相似。所不同的是，Linux能动态调整所用的 Cache存储器的大小，以适合当前存储器的使用情况，当某一时刻没有更多的存储空间可用时，Cache将被减少， 以增加空闲的存储空间，一旦存储空间不再紧张，Cache的大小又将增加。
支持不同格式的可执行文件 Linux具有多种模拟器，这使它能运行不同格式的目标文件。其中，DOS和 MS�Windows正在开发之中，iBCS2模拟器能运行SCO Unix的目标程序。(iBCS2 模拟器不是Linux标准核心的 一部分，但可从ftp.informatik.hu�berlin.de：/pub/os/linux下载)

三、 Linux的主要构成
Linux主要由存储管理、进程管理、文件系统、进程间通信等几部分组成，在许多算法及实现策略上， Linux借鉴了Unix的成功经验，但也不乏自己的特色。

1.存储管理
Linux采用页式存储管理机制，每个页面的大小随处理机芯片而异。例如，Intel 386处理机页面大小 可为4KB和2MB两种，而Alpha处理机页面大小可为8KB、16KB、32KB和64KB。页面大小的选择对地址变换算 法和页表结构会有一定的影响，如Alpha的虚地址和物理地址的有效长度随页面尺寸的变化而变化，这种变 化必将在地址变换和页表项中有所反映。
在Linux中，每一个进程都有一个比实际物理空间大得多的进程虚拟空间，为了建立虚拟空间和物理空 间之间的映射，每个进程还保留一张页表，用于将本进程空间中的虚地址变换成物理地址。页表还对物理页 的访问权限作出了规定，定义了哪些页可读写，哪些页是只读页，在进行虚实变换时，Linux将根据页表中规 定的访问权限来判定进程对物理地址的访问是否合法，从而达到存储保护的目的。
Linux存储空间分配遵循的是不到有实际需要的时候决不分配物理空间的原则。当一个程序加载执行时， Linux只为它分配了虚空间，只有访问某一虚地址而发生了缺页中断时，才为它分配物理空间，这样就可能 出现某些程序运行完成后，其中的一些页从来就没有装进过内存。这种存储分配策略带来的好处是显而易见的，因为它最大限度地利用了物理存储器。
尽管Linux对物理存储器资源的使用十分谨慎，但还是经常出现物理存储器资源短缺的情况。Linux有一 个名为kswapd的进程专门负责页面的换出，当系统中的空闲页面小于一定的数目时，kswapd将按照一定的淘 汰算法选出某些页面，或者直接丢弃(页面未作修改)，或者将其写回硬盘(页面已被修改)。这种换出方式不 同于较旧版本Unix的换出方式，它是将一个进程的所有页全部写回硬盘。相比之下，Linux的效率更高。

2.进程管理
在Linux中，进程是资源分配的基本单位，所有资源都是以进程为对象来进行分配的。 在一个进程的生 命期内，它会用到许多系统资源，会用CPU运行其指令，用存储器存储其指令和数据，它也会打开和使用文件 系统中的文件，直接或间接用到系统中的物理设备，因此，Linux设计了一系列的数据结构，它们能准确地描 述进程的状态和其资源使用情况，以便能公平有效地使用系统资源。Linux的调度算法能确保不出现某些进程 过度占用系统资源而导致另一些进程无休止地等待的情况。

进程的创建是一个十分复杂的过程，通常的做法需为子进程重新分配物理空间，并把父进程空间的内容全 盘复制到子进程空间中，其开销非常大。为了降低进程创建的开销，Linux采用了Copy�on�write技术，即不 拷贝父进程的空间，而是拷贝父进程的页表，使父进程和子进程共享物理空间，并将这个共享空间的访问权限 置为只读。当父进程和子进程的某一方进行写操作时，Linux检测到一个非法操作，这时才将要写的页进行复制 。这一做法免除了只读页的复制，从而降低了开销。
Linux目前尚未提供用户级线程，但提供了核心级线程，核心线程的创建是在进程创建的基础上稍做修改， 使创建的子进程与父进程共享虚存空间。从这一意义上讲，核心线程更像一个共享进程组。

3.文件系统
Linux最重要的特征之一就是支持多个不同的文件系统，前面我们已经看到，Linux目前支持的文件系统 多达十余种，随着时间的推移，这一数目还在不断增加。在Linux中，一个分离的文件系统不是通过设备标识 (如驱动器号或驱动器名)来访问，而是 把它合到一个单一的目录树结构中，通过目录来访问，这一点与Unix十分相似。Linux用 安装命令将一个新的文件系统安装到系统单一目录树的某一目录下，一旦安装成功，该目录下的所有内容将 被新安装的文件系统所覆盖，当文件系统被卸下后，安装目录下的文件将会被重新恢复。

Linux最初的文件系统是Minix。该文件系统对文件限制过多，并且性能低下，如文件名长度不能超过14 个字符、文件大小不能超过64MB。为了解决这些问题，Linux的开发者们设计了一个Linux专用的文件系统EXT。 EXT对文件的要求放松了许多，但在性能上并没有大的改观，于是就有了后面的EXT2文件系统。EXT2文件系统 是一个非常成功的文件系统，它无论是对文件的限制还是在性能方面都大大优于EXT文件系统，所以，EXT2自 从推出就一直是Linux最常用的文件系统。
为了支持多种文件系统，Linux用一个被称为虚拟文件系统(VFS)的接口层将真正的文件系统同操作系统及 系统服务分离开。VFS掩盖了不同文件系统之间的差异，使所有文件系统在操作系统和用户程序看来都是等同的。VFS允许用户同时透明地安装多个不同的文件系统。

4.进程间通信
Linux提供了多种进程间的通信机制，其中，信号和管道是最基本的两种。除此以外，Linux也提供 System V的进程间通信机制，包括消息队列、信号灯及共享内存。为了支持不同机器之间的进程通信， Linux还引入了BSD的Socket机制。

四、 Linux的不足及发展趋势
Linux从出现到现今只经历了短短七年的时间，但其发展速度是惊人的，这与它的开放性和优良的性能 是密不可分的。不过我们应该看到，作为一个由学生开发的系统，Linux还有许多先天不足，它的设计思想 过多地受到传统操作系统的约束，没有体现出当今操作系统的发展潮流，具体表现在以下几个方面：

不是一个微内核操作系统；
是一个分布式操作系统；
不是一个安全的操作系统；
没有用户线程；
不支持实时处理；

代码是用C而不是C＋＋这样的现代程序设计语言编写的。
尽管Linux有这样和那样的不足，但其发展潜力不容低估，其发展的动力就是遍布全球、为数众多的 Linux热心者。今后Linux将会朝着完善功能、提高效率的方向发展，包括允许用户创建线程、增加实时处 理功能、开发适合多处理机体系结构的版本。我们相信，Linux、Unix及NT三足鼎立的时代将为期不远。

㈢ linux为什么主要采用分页机制来实现虚拟存储管理

1 分页机制
在虚拟内存中，页表是个映射表的概念, 即从进程能理解的线性地址(linear address)映射到存储器上的物理地址(phisical address).
很显然，这个页表是需要常驻内存的东西, 以应对频繁的查询映射需要(实际上，现代支持VM的处理器都有一个叫TLB的硬件级页表缓存部件，本文不讨论）。
1.1 为什么使用多级页表来完成映射

但是为什么要使用多级页表来完成映射呢?
用来将虚拟地址映射到物理地址的数据结构称为页表, 实现两个地址空间的关联最容易的方式是使用数组, 对虚拟地址空间中的每一页, 都分配一个数组项. 该数组指向与之关联的页帧, 但这会引发一个问题, 例如, IA-32体系结构使用4KB大小的页, 在虚拟地址空间为4GB的前提下, 则需要包含100万项的页表. 这个问题在64位体系结构下, 情况会更加糟糕. 而每个进程都需要自身的页表, 这回导致系统中大量的所有内存都用来保存页表.
设想一个典型的32位的X86系统，它的虚拟内存用户空间(user space)大小为3G, 并且典型的一个页表项(page table entry, pte)大小为4 bytes，每一个页(page)大小为4k bytes。那么这3G空间一共有(3G/4k=)786432个页面，每个页面需要一个pte来保存映射信息，这样一共需要786432个pte!
如何存储这些信息呢？一个直观的做法是用数组来存储，这样每个页能存储(4k/4=)1K个，这样一共需要(786432/1k=)768个连续的物理页面(phsical page)。而且，这只是一个进程，如果要存放所有N个进程，这个数目还要乘上N! 这是个巨大的数目，哪怕内存能提供这样数量的空间，要找到连续768个连续的物理页面在系统运行一段时间后碎片化的情况下，也是不现实的。
为减少页表的大小并容许忽略不需要的区域, 计算机体系结构的涉及会将虚拟地址分成多个部分. 同时虚拟地址空间的大部分们区域都没有使用, 因而页没有关联到页帧, 那么就可以使用功能相同但内存用量少的多的模型: 多级页表

但是新的问题来了, 到底采用几级页表合适呢?
1.2 32位系统中2级页表
从80386开始, intel处理器的分页单元是4KB的页, 32位的地址空间被分为3部分

单元
描述

页目录表Directory 最高10位
页中间表Table 中间10位
页内偏移 最低12位
即页表被划分为页目录表Directory和页中间表Tabl两个部分
此种情况下, 线性地址的转换分为两步完成.
第一步, 基于两级转换表(页目录表和页中间表), 最终查找到地址所在的页帧
第二步, 基于偏移, 在所在的页帧中查找到对应偏移的物理地址
使用这种二级页表可以有效的减少每个进程页表所需的RAM的数量. 如果使用简单的一级页表, 那将需要高达220个页表, 假设每项4B, 则共需要占用220?4B=4MB的RAM来表示每个进程的页表. 当然我们并不需要映射所有的线性地址空间(32位机器上线性地址空间为4GB), 内核通常只为进程实际使用的那些虚拟内存区请求页表来减少内存使用量.
1.3 64位系统中的分页
正常来说, 对于32位的系统两级页表已经足够了, 但是对于64位系统的计算机, 这远远不够.
首先假设一个大小为4KB的标准页. 因为1KB覆盖210个地址的范围, 4KB覆盖212个地址, 所以offset字段需要12位.
这样线性地址空间就剩下64-12=52位分配给页中间表Table和页目录表Directory. 如果我们现在决定仅仅使用64位中的48位来寻址(这个限制其实已经足够了, 2^48=256TB, 即可达到256TB的寻址空间). 剩下的48-12=36位被分配给Table和Directory字段. 即使我们现在决定位两个字段各预留18位, 那么每个进程的页目录和页表都包含218个项, 即超过256000个项.
基于这个原因, 所有64位处理器的硬件分页系统都使用了额外的分页级别. 使用的级别取决于处理器的类型

平台名称
页大小
寻址所使用的位数
分页级别数
线性地址分级

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

㈣ 怎么查看linux进程名称

1、连接上相应的linux主机，进入到等待输入shell指令的linux命令行状态下。

㈤ linux kernel 内存管理-页表、TLB

页表用来把虚拟页映射到物理页，并且存放页的保护位(即访问权限)。
在Linux4.11版本以前，Linux内核把页表分为4级：
页全局目录表(PGD)、页上层目录(PUD)、页中间目录(PMD)、直接页表(PT) 。
4.11版本把页表扩展到5级，在页全局目录和页上层目录之间增加了 页四级目录(P4D) 。
各处处理器架构可以选择使用5级，4级，3级或者2级页表，同一种处理器在页长度不同的情况可能选择不同的页表级数。可以使用配置宏CONFIG_PGTABLE_LEVELS配置页表的级数，一般使用默认值。
如果选择4级页表，那么使用PGD，PUD，PMD，PT；如果使用3级页表，那么使用PGD，PMD，PT；如果选择2级页表，那么使用PGD和PT。 如果不使用页中间目录 ，那么内核模拟页中间目录，调用函数pmd_offset 根据页上层目录表项和虚拟地址获取页中间目录表项时 ， 直接把页上层目录表项指针强制转换成页中间目录表项 。

每个进程有独立的页表，进程的mm_struct实例的成员pgd指向页全局目录,前面四级页表的表项存放下一级页表的起始地址，直接页表的页表项存放页帧号(PFN) 。
内核也有一个页表， 0号内核线程的进程描述符init_task的成员active_mm指向内存描述符init_mm，内存描述符init_mm的成员pgd指向内核的页全局目录swapper_pg_dir 。

ARM64处理器把页表称为转换表，最多4级。ARM64处理器支持三种页长度：4KB，16KB，64KB。页长度和虚拟地址的宽度决定了转换表的级数，在虚拟地址的宽度为48位的条件下，页长度和转换表级数的关系如下所示：

ARM64处理器把表项称为描述符，使用64位的长描述符格式。描述符的0bit指示描述符是不是有效的：0表示无效，1表示有效。第1位指定描述符类型。
在块描述符和页描述符中，内存属性被拆分为一个高属性和一个低属性块。

处理器的MMU负责把虚拟地址转换成物理地址，为了改进虚拟地址到物理地址的转换速度，避免每次转换都需要查询内存中的页表，处理器厂商在管理单元里加了称为TLB的高速缓存，TLB直译为转换后备缓冲区，意译为页表缓存。
页表缓存用来缓存最近使用过的页表项， 有些处理器使用两级页表缓存 ： 第一级TLB分为指令TLB和数据TLB，好处是取指令和取数据可以并行；第二级TLB是统一TLB，即指令和数据共用的TLB 。

不同处理器架构的TLB表项的格式不同。ARM64处理器的每条TLB表项不仅包含虚拟地址和物理地址，也包含属性：内存类型、缓存策略、访问权限、地址空间标识符(ASID)和虚拟机标识符(VMID)。 地址空间标识符区分不同进程的页表项 ， 虚拟机标识符区分不同虚拟机的页表项 。

如果内核修改了可能缓存在TLB里面的页表项，那么内核必须负责使旧的TLB表项失效，内核定义了每种处理器架构必须实现的函数。

当TLB没有命中的时候，ARM64处理器的MMU自动遍历内存中的页表，把页表项复制到TLB，不需要软件把页表项写到TLB，所以ARM64架构没有提供写TLB的指令。

为了减少在进程切换时清空页表缓存的需要，ARM64处理器的页表缓存使用非全局位区分内核和进程的页表项(nG位为0表示内核的页表项)， 使用地址空间标识符(ASID)区分不同进程的页表项 。
ARM64处理器的ASID长度是由具体实现定义的，可以选择8位或者16位。寄存器TTBR0_EL1或者TTBR1_EL1都可以用来存放当前进程的ASID，通常使用寄存器TCR_EL1的A1位决定使用哪个寄存器存放当前进程的ASID，通常使用寄存器 TTBR0_EL1 。寄存器TTBR0_EL1的位[63:48]或者[63:56]存放当前进程的ASID，位[47:1]存放当前进程的页全局目录的物理地址。
在SMP系统中，ARM64架构要求ASID在处理器的所有核是唯一的。假设ASID为8位，ASID只有256个值，其中0是保留值，可分配的ASID范围1~255，进程的数量可能超过255，两个进程的ASID可能相同，内核引入ASID版本号解决这个问题。
(1)每个进程有一个64位的软件ASID， 低8位存放硬件ASID，高56位存放ASID版本号 。
(2) 64位全局变量asid_generation的高56位保存全局ASID版本号 。
(3) 当进程被调度时，比较进程的ASID版本号和全局版本号 。如果版本号相同，那么直接使用上次分配的ASID，否则需要给进程重新分配硬件ASID。
存在空闲ASID，那么选择一个分配给进程。不存在空闲ASID时，把全局ASID版本号加1，重新从1开始分配硬件ASID，即硬件ASID从255回绕到1。因为刚分配的硬件ASID可能和某个进程的ASID相同，只是ASID版本号不同，页表缓存可能包含了这个进程的页表项，所以必须把所有处理器的页表缓存清空。
引入ASID版本号的好处是：避免每次进程切换都需要清空页表缓存，只需要在硬件ASID回环时把处理器的页表缓存清空 。

虚拟机里面运行的客户操作系统的虚拟地址转物理地址分两个阶段：
(1) 把虚拟地址转换成中间物理地址，由客户操作系统的内核控制 ，和非虚拟化的转换过程相同。
(2) 把中间物理地址转换成物理地址，由虚拟机监控器控制 ，虚拟机监控器为每个虚拟机维护一个转换表，分配一个虚拟机标识符，寄存器 VTTBR_EL2 存放当前虚拟机的阶段2转换表的物理地址。
每个虚拟机有独立的ASID空间 ，页表缓存使用 虚拟机标识符 区分不同虚拟机的转换表项，避免每次虚拟机切换都要清空页表缓存，在虚拟机标识符回绕时把处理器的页表缓存清空。