Linux 内核学习(15) --- linux MMU 和分页机制

早期计算机系统的内存是比较小，不过相应的程序也是比较小的，这时程序可以直接加载到内存中运行，
后来为了支持多个程序的并行，内存中出现了固定分区，在编译阶段将不同程序，划分在不同的内存区域上
这种方式存在不少问题：

内存分区大小与程序大小要匹配，
是地址空间无法动态的增长

内存动态分区思想便诞生了，内存上线划出一块区域给操作系统，然后剩余的内存空间给用户进程使用，这样用户程序所使用的内存空间，跟随程序大小及数目进行变动

不论是静态分析，还是动态分区，都存在一些问题：

进程地址空间安全问题(地址空间不隔离)
内存使用效率低(不能动态回收或者交换)
虚拟内存技术的产生

为了能够让多程序安全、高效地并行运行，物理内存中需要存放多个程序的代码及数据，这时虚拟内存便诞生了，虚拟内存是一个伟大的发明，一方面它让每个程序认为自己是独自、连续的使用内存，
另一方面，每个程序之间的内存形成了安全隔离，避免程序破坏彼此的内存

后来随着软件的快速发展，一个程序的大小变得很大，这时物理内存大小跟不上程序大小增加的速度，
这样便不能将整个程序加载到物理内存中，一是物理内存没有这么大，二是如果将整个程序加载到内存，为了多程序并行，就需要将大量的数据及代码换入、换出，这导致程序运行效率低下

虚拟内存并没解决高效使用内存的问题，好在程序运行遵循时间、空间局部性原理，进而出现了分页机制
分页机制从根本上解决了高效使用物理内存的问题，每次只需要将几页的代码、数据从磁盘中加载到内存，程序就能正常运行
当程序运行的过程中，需要新的代码、数据会产生缺页异常，这些代码、数据就会从磁盘加载到内存，然后程序从异常恢复正常运行

分页机制的产生

对于支持虚拟内存，分页机制的系统，处理器直接寻址虚拟地址，这个地址不会直接发给内存控制器，而是先发给内存管理单元（Memory Manager Unit）
MMU就是负责将虚拟地址转换和翻译成物理地址的一个硬件模块，其实MMU所做的事，完全可以通过CPU来实现，为啥还要一个 MMU 硬件模块呢？就是为了提升虚拟地址到物理地址转换的速度，减少转换所消耗的时间
MMU包含两个模块TLB（Translation Lookaside Buffer）和TWU（Table Walk Unit)
TLB是一个高速缓存，用于缓存页表转换的结果，从而缩短页表查询的时间，TWU是一个页表遍历模块，页表是由操作系统维护在物理内存中，但是页表的遍历查询是由TWU完成的，这样减少对CPU资源的消耗

MMU 基本概念

在SMP（Symmetric Multi Process，对称多处理器）系统中，每个处理器内置了 MMU 模块，
MMU模块包含了TLB和TWU两个子模块，TLB是一个高速缓存，用于缓存虚拟地址到物理地址的转换结果
页表的查询过程是由TWU硬件自动完成的，但是页表的维护是需要操作系统实现的，页表存放在主存中

页表的查询是一个耗时的过程，理想情况下，TLB命中，可以从中直接得到虚拟地址对应的物理地址
当TLB未命中的时候，MMU才会通过TWU查询页表，从而翻译虚拟地址得到物理地址
得到物理地址后，首先要查询该物理地址的内容是否存在于Cache中，若Cache命中，则直接取出物理地址对应的内容返回给处理器

若Cache没有命中，会进一步访问主存获取相应的内容，然后回写到Cache，并返回给处理器
如果没能在页表中查询到虚拟地址对应的物理地址，则会触发一个与MMU相关的缺页异常，
在异常处理的过程中，会将ROM 存储器中相关的数据加载到主存，然后建立相应的页表，然后将物理地址对应的内容返回给Cache及处理器

虚拟地址基本概念

虚拟内存（Virtual Memory，VM）：为每个进程提供了一致的、连续的、私有的内存空间，简化了内存管理
虚拟地址空间（Virtual Address Space，VAS）：每个进程独有，每个进程占有的虚拟地址范围
虚拟页（Virtual Page，VP）：把虚拟内存按照页表大小进行划分
虚拟地址（Virtual Address，VA）：CPU 处理器实际使用的地址
虚拟页号（Virtual Page Number，VPN）：用于定位页表的PTE

物理地址基本概念

物理内存（Physical Memory，PM）：主存上能够使用的物理空间
物理页（Physical Page）：把物理内存按照页表的大小进行划分
物理地址（Physical Address，PA）：物理内存划分很多块，通过物理内存进行定位
物理页号（Physical Page Number，PPN）：定位物理内存中块的位置

页表基本概念

页表（Page Tabel）：虚拟地址与物理地址映射表的集合(注意是一个映射的集合)
页全局目录（Page Global Directory，PGD）：多级页表中的最高一级
页上级目录（Page Upper Directory，PUD）：多级页表中的次高一级
页中间目录（Page Middle Directory，PMD）：多级页表中的一级
页表条目（Page Table Entry，PTE）：虚拟地址与独立地址具体对应的记录

说明: 页表时一个映射的集合，保存在内存中，规定了如何映射到物理地址

页表（Page Table）是操作系统在物理内存（RAM）中分配的一段数据结构
它由一系列页表项（Page Table Entry,PTE）组成，每个PTE通常为 8 字节（在 64 位系统中）
每个PTE包含：
下一级页表或物理页的物理地址（高几位）
权限位（可读/可写/可执行）
是否有效（Valid）
是否被访问过（Accessed）
是否被修改过（Dirty）
是否是全局页（Global）

虽然页表在内存中，但CPU需要知道从哪里开始查找，这就用到了寄存器：
在x86-64中：CR3寄存器保存顶层页表（如PML4）的物理基地址
在ARM64中：TTBR0_EL1和TTBR1_EL1寄存器分别保存用户/内核顶层页表（L0）的物理基地址

TLB是寄存器吗？
TLB（Translation Lookaside Buffer）是CPU内部的高速缓存（Cache），用于缓存最近使用的 VA → PA 映射，
它不是通用寄存器，而是专用的关联存储器（CAM），属于MMU的一部分，TLB的内容来源于页表，但本身不是页表

多节页表的映射过程

物理页面大小一级地址总线宽度不同，页表的级数也不同，以AArch64运行状态，4KB大小物理页面，48位地址宽度为例，页表映射的查询过程如图：

对于多任务操作系统，每个用户进程都拥有独立的进程地址空间，也有相应的页表负责虚拟地址到物理地址之间的转换
MMU查询的过程中，用户进程的一级页表的基址存放在TTBR0
操作系统的内核空间公用一块地址空间，MMU查询的过程中，内核空间的一级页表基址存放在TTBR1

当TLB未命中时，处理器查询页表的过程如下：

处理器根据虚拟地址第63位，来选择使用TTBR0或者TTBR1，当VA[63]为0时，选择TTBR0，TTBR中存放着L0页表的基址
处理器以VA[47：39]作为L0的索引，在L0页表中查找页表项，L0页表有512个页表项
L0页表的页表项中存放着L1页表的物理基址，处理器以VA[38:30]作为L1索引，在L1页表中找到相应的页表项，L1页表中有512个页表项 (L1中会存储L2页表的物理基址)
L1页表的页表项中存放着L2页表的物理基址，处理器以VA[29:21]作为L2索引，在L2页表中找到相应的页表项，L2页表中有512个页表项
L2页表的页表项中存放着L3页表的物理基址，处理器以VA[20:12]作为L3索引，在L3页表中找到相应的页表项，L3页表中有512个页表项
L3页表的页表项里，存放着 4KB 页面的物理基址，然后加上VA[11:0]，这样就构成了物理地址，至此处理器完成了一次虚拟地址到物理地址的查询与翻译的工作

简化的流程：
TLB 未命中 → 触发页表遍历（page table walk），
检查 VA[63]（更准确说是 VA[63:48]）：
若为 0 → 使用 TTBR0_EL1（用户空间）
若为 1 → 使用 TTBR1_EL1（内核空间）
从 TTBR 拿到 L0 页表的物理基址，
用 VA[47:39] 索引 L0 → 得到 L1 基址
用 VA[38:30] 索引 L1 → 得到 L2 基址
用 VA[29:21] 索引 L2 → 得到 L3 基址
用 VA[20:12] 索引 L3 → 得到 4KB 页的物理基址
物理地址 = (L3 页表项中的物理页号 << 12) | VA[11:0]

现代CPU通常有硬件页表遍历器（page walker），自动完成这个过程，无需软件干预

内核空间页表

即使在内核态（kernel mode），CPU仍然运行在虚拟地址模式下

内核代码、数据、堆栈等都使用虚拟地址
所有内核空间的虚拟地址（包括直接映射区、vmalloc 区、内核代码段等）都必须通过MMU+ 页表转换为物理地址
内核本身在虚拟地址空间中，只是这个空间是所有进程共享的（在 x86_64 等架构中，高地址部分是内核空间）

内核页表存放位置
页表是内存中的页（通常是 4KB 对齐的，它们自己也必须能被CPU访问
因此，页表所在的物理页也被映射到内核的虚拟地址空间中（通常是直接映射区）
例如：pgd（页全局目录）可能位于物理地址0x12345000，那么它的虚拟地址就是PAGE_OFFSET + 0x12345000

进程页表和内核页表
内核的页表本质上是普通内存中的数据结构，由内核自己分配和管理

在支持进程隔离的系统中，每个进程有自己的一套页表（PGD）
但所有进程的内核空间页表项是相同的
也就是说：当进程 A 和进程 B 切换时，虽然用户空间页表不同，但内核空间的映射是复用的（或快速切换）

切换到内核态时，会自动加载页表吗

用户态 → 内核态（如系统调用、中断)
因为当前进程的页表已经包含了内核空间的映射
当 CPU 陷入内核（例如执行 syscall），MMU 仍然使用当前进程的页表（即 CR3 寄存器未变）
内核可以直接访问其虚拟地址，因为页表中已经建立了从内核虚拟地址 → 物理地址的映射
进程切换（进程 A → 进程 B）
此时会切换页表：将CR3寄存器更新为进程B的PGD（页全局目录）物理地址
但新页表中同样包含完整的内核空间映射，所以内核代码依然可访问
内核页表初始化

启动早期（汇编阶段）：
内核在head.S中建立临时页表（identity mapping+ 直接映射，启用MMU后，跳转到C代码（此时已使用虚拟地址）

start_kernel()阶段：
调用paging_init()、zone_sizes_init()等函数，建立完整的直接映射区、vmalloc区、内核代码段等映射
为每个新创建的进程复制/共享内核页表部分