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📝前言：

这篇文章我们来讲讲Linux——分布式存储管理

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一， 物理内存管理

我们之前谈磁盘的时候说数据是按块（4KB）存储的，实际上内存也是会按4KB大小来划分的。（物理内存和磁盘之间，以4KB为单位交换）
4GB 的空间就是4GB/4KB = 1048576 个块，我们把这个块称为：页框page（一个页框对应到虚拟地址里称为页）
所有的页框，也需要描述 + 组织，在内核中用结构体struct page

/* include/linux/mm_types.h */
struct page
{/* 原⼦标志，有些情况下会异步更新 */unsigned long flags;union{struct{struct list_head lru;struct address_space *mapping;/* 在映射内的偏移量 */pgoff_t index;unsigned long private;};struct{ /* slab, slob and slub */union{struct list_head slab_list; /* uses lru */struct{ /* Partial pages */struct page *next;
#ifdef CONFIG_64BITint pages;    /* Nr of pages left */int pobjects; /* Approximate count */
#elseshort int pages;short int pobjects;
#endif};};struct kmem_cache *slab_cache; /* not slob *//* Double-word boundary */void *freelist; /* first free object */union{void *s_mem;            /* slab: first object */unsigned long counters; /* SLUB */struct{                        /* SLUB */unsigned inuse : 16; unsigned objects : 15;unsigned frozen : 1;};};};...};union{atomic_t _mapcount;unsigned int page_type;unsigned int active; /* SLAB */int units;           /* SLOB */};...
#if defined(WANT_PAGE_VIRTUAL)void *virtual;
#endif /* WANT_PAGE_VIRTUAL */...
}

• flags：用来存放页框的状态。这些状态包括页框是不是脏的，是不是被锁定在内存中等。flag的每⼀位单独表⽰⼀种状态，所以它⾄少可以同时表示出32种不同的状态
• _mapcount ：表示在页表中有多少项指向该页框，也就是这⼀页框被引用了多少次。当计数值变为-1时，就说明当前内核并没有引用这⼀页框，于是在新的分配中就可以使用它
• virtual ：是页框的虚拟地址。通常情况下，它就是页框在虚拟内存中的地址

所有的Page通过一个全局的 struct page 数组来管理，每个下标就对应一个Page

二，两级页表的地址转换

1. 页表

实际上，页表中并不是存储每个字节的地址，而页（Page）级别的映射。即：存储每个页框的起始虚拟地址，然后映射到页框的起始物理地址

如果整个物理内存映射到整个虚拟空间上，则如下如：

4GB/4KB = 1048576，所以页表中只需要存储2^20个地址。
但是，如果每个页表都这么大，还是太多了，于是就有了利用页目录结构的分级页表。

2. 页目录结构

把拥有2^20个项的页表再按2^10为一块划分，分成2^10个2^10块，于是第一个2^10成了页目录，第二个2^10才对应到真正的页表。

这就是二级页表结构，32位机器就常用这种划分方法

• 前31- 22位表示页目录的下标，第21 - 12位表示页表内的下标
• 最后11- 0位（低12位）则是具体的地址在页框内的偏移量
• 所以我们通过虚拟地址映射到页框的起始物理地址，然后起始物理地址 + 偏移量，就可以定位到某个字节的地址

则，在这种结构下：

• 每个进程有自己的页目录（PDE 表，一级表），存储在内存中，并由 CR3 寄存器（x86）指向其物理地址。
• 页表（PTE 表，二级表） 按需分配，只有当进程实际使用某块虚拟地址时，才会分配对应的页表。
  • 如果某块 4MB 的虚拟地址范围未使用，对应的页表可以不分配（只需在页目录中标记 P=0），而不是占用完整的 2^20 个 PTE。

3. 地址转换过程

假设我们现在拿到了一个虚拟地址，转换流程：

1. 从 CR3 寄存器获取页目录的物理地址（CR3 存储当前进程的页目录基址）。
2. 用虚拟地址的 31-22 位作为页目录索引，找到对应的 PDE。
   • 检查 PDE 的 P 位，如果为 0，触发 缺页异常（Page Fault）。
3. 从 PDE 中取出页表的物理地址。
4. 用虚拟地址的 21-12 位作为页表索引，找到对应的 PTE。
   • 检查 PTE 的 P 位，如果为 0，触发 缺页异常。
5. 从 PTE 中取出物理页框号（PFN）（页框的物理起始地址）。
6. 物理地址 = (PFN << 12) | 页内偏移（低 12 位）

以上工作都是由MMU（内存管理单元）硬件完成

但是，每次MMU都要先进行两次页表查询确定物理地址还是太慢了，于是就有了快表TLB（缓存）

【我们可以通过物理地址来找到对应的虚拟地址，有对应的宏可以帮助我们实现，原理也很简单，只需要针对性的拿地址中的数字，反映的就是下标】

4. TLB

• 当CPU给MMU发了一个新的虚拟地址以后，MMU先去TLB里面找有没有
• 如果没有，就再进行两次页表查询，找到了以后吧地址返回给CPU，并且把这条映射关系给到TLB，让它记录一下
  

三. 缺页异常

当CPU 给 MMU 的虚拟地址，在 TLB 和页表都没有找到对应的物理页时，会引发缺页异常 Page Fault，它是⼀个由硬件中断触发的可以由软件逻辑纠正的错误。

缺页中断会交给 PageFaultHandler 处理，其根据缺页中断的不同类型会进行不同的处理：

• Hard Page Fault（硬缺页错误/主要缺页错误）：这时物理内存中没有对应的物理页，需要CPU打开磁盘设备读取到物理内存中，再让MMU建⽴虚拟地址和物理地址的映射。
• Soft Page Fault（软缺页错误/次要缺页错误）：这时物理内存中是存在对应物理页的，只不过可能是其他进程调入的（比如动态库），发出缺页异常的进程不知道而已，此时MMU只需要建立映射即可。
• Invalid Page Fault（无效缺页错误） ：如，内存地址越界访问，对空指针解引用等，内核就会报 segment fault 错误，中断进程直接挂掉

其他问题理解

1. 理解malloc和new

• 实际上malloc和new开空间并没有开实际的物理空间，而是只分配了进程地址空间。（当虚拟空间分配好以后，OS就认为这是合法的，属于该进程的空间了，用mm_struct记录）
• 当真正要使用的时候，会触发中断错误，CPU去执行中断处理方法，然后真正分配空间，建立映射
  • 分配内存本质上是：找到空闲的物理页框，并填充到页表中
• 这是一种内存的延迟申请，可以实现把"暂时没用到"的物理内存先给别人用

所以我们申请内存，实际上只是申请的进程地址空间

2. 理解写时拷贝

• 子进程和父进程指向的其实是同一个页框，权限管理以页框为单位
• 当一个进程写入时，发现权限不对，触发缺页
• 然后，CPU就会去中断向量表执行中断处理方法，对整个页框写时拷贝

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