Linux のメモリ管理とアドレス指定の詳細な紹介

1. コンセプト

メモリ管理モード

セグメント型: メモリは複数のセグメントに分割され、各セグメントは連続したメモリであり、異なるセグメントは異なる用途に対応します。各セグメントのサイズが均一ではないため、メモリの断片化やメモリスワップの非効率などの問題が発生します。

ページ化: メモリは管理のために複数のメモリページに分割されます。たとえば、Linux システムでは、各ページのサイズは4KBです。ページングにより、小さなメモリ断片は発生しません。しかし、メモリの断片化の問題は依然として残っています。

段落ページ形式: 段落形式とページ形式の組み合わせ。

住所種別分類

論理アドレス: プログラムが使用するアドレス、通常はセグメントメモリ管理によってマップされていないアドレスを論理アドレスと呼びます。

リニアアドレス: セグメント化されたメモリ管理によってマップされるアドレスは、リニアアドレス、または仮想アドレスと呼ばれます。

仮想アドレス: セグメント化されたメモリ管理によってマップされたアドレスは、線形アドレス、または仮想アドレスと呼ばれます。

物理アドレス: 物理メモリアドレス

例:

Inetel プロセッサでは、論理アドレスは「セグメントメモリ管理」変換前のアドレスであり、リニアアドレスは「ページメモリ管理」変換前のアドレスです。

セグメント化されたメモリ管理によってマップされるアドレスはもはや「物理アドレス」ではなく、Intel では「リニアアドレス」(仮想アドレスとも呼ばれる) と呼ばれています。したがって、セグメント化メモリ管理では、まず論理アドレスをリニアアドレスにマッピングし、次にページ化メモリ管理ではリニアアドレスを物理アドレスにマッピングします。

Linux のメモリは主にページメモリによって管理されますが、セグメントメカニズムも使用されます。 Linux カーネルが現在採用しているアプローチは、セグメントマッピングプロセスを事実上無効にすることです。

Intel の最も初期のプロセッサである 80286 は完全にセグメントベースでしたが、80386 にはセグメントとページの両方の管理機能がありました。

2. ページ管理

x86 アーキテクチャ 32 ビット CPU

セカンダリページテーブルアドレス指定方法では、メモリページのサイズは 4 KB、第 1 レベルのページディレクトリテーブルには 1024 個のエントリがあり、第 2 レベルのページテーブルには 1024 個のエントリがあり、ページテーブルエントリは 4 バイトです。第 1 レベルのページディレクトリテーブルエントリがすべて割り当てられ、必要に応じて第 2 レベルのページテーブルが作成されます。（局所性原理）。

仮想アドレス 32 ビット

10+10+12 は、それぞれレベル 1 ページテーブル番号、レベル 2 ページテーブルエントリをインデックスし、物理ベースアドレスのオフセットアドレスを記録します。 PAE メカニズムを使用した後、32 ビットシステムでサポートされる最大メモリは 64 GB (アドレスは 32+4=36 ビット) になります。

線形アドレス指定物理アドレスステップ

まず、10 ビットのアドレス指定レベル 1 ページテーブル番号を使用します。レベル 1 ページテーブル番号には、レベル 2 ページテーブルのアドレスが記録されます。

レベル 2 ページテーブルのアドレスを見つけた後、仮想アドレスの残りの 10 ビットに基づいて、レベル 2 ページテーブル内のエントリの場所が見つかります。

レベル 2 ページテーブルのエントリが見つかると、エントリには物理アドレスにマッピングされる仮想アドレスの開始アドレスが記録されます。エントリのサイズは 4 バイト (32 ビット) です。

最終的な物理アドレスは、見つかった物理アドレスの開始アドレスと、仮想アドレスの最後の12ビットをオフセットとして組み合わせて計算されます。

x86 アーキテクチャ 64 ビット CPU

ページテーブルにはさらにレベルがある

グローバルページディレクトリ PGD (ページグローバルディレクトリ) 上位ページディレクトリ PUD (ページ上位ディレクトリ) 中間ページディレクトリ PMD (ページ中間ディレクトリ) ページテーブルエントリ PTE (ページテーブルエントリ)

線形アドレス指定物理アドレスステップ

リニアアドレスは48ビット、最大物理アドレスは52ビット、実際の物理メモリアドレスバス幅は40ビットで、1TBの物理メモリをサポートします。x86_64には4レベルのページテーブルがあり、原理はx86システムと同じで、レイヤーごとにアドレス指定されます。CR3レジスタには最上位テーブルの開始物理アドレスが格納されているため、アドレス指定の最初のステップはCR3レジスタの値を取得することです。各PTEエントリのサイズは8バイト、つまり64ビットです。

TLB

CPU チップには、プログラムによって最も頻繁にアクセスされるページテーブルエントリを格納するためのキャッシュが追加されています。このキャッシュは TL (Translation Lookaside Buffer) です。通常、ページテーブルキャッシュ、リダイレクトバイパスキャッシュ、高速テーブルなどと呼ばれます。次に、CPU のメモリ管理ユニット MMU がアドレスを検索すると、最初に TLB をチェックします。見つからない場合は、通常のページテーブルのチェックを続けます。

固有名詞

PDT: ページディレクトリテーブル、マルチレベルページテーブル、第 1 レベルページテーブル、32 ビットシステムには 1024 個のページディレクトリがあります
PTT: ページテーブルエントリ、マルチレベルページテーブル、セカンダリページテーブル、32 ビットシステムでは各ページディレクトリの下に 1024 のページテーブルエントリがあり、各エントリは 4 バイトです。
PDE: ページテーブルのベースアドレス。PDT内の項目です。
PTE: ページのベースアドレス、PTTの1つ
GDT: グローバル記述子テーブル。論理アドレスを線形アドレスに変換するために使用されます。
LDT: ローカル記述子テーブル。論理アドレスを線形アドレスに変換するために使用されます。

3. 住所区分

32 システムカーネル 1G: 0xC0 00 00 01 - 0xFF FF FF FF
ユーザー 3G: 0x00 00 00 00 - 0xC0 00 00 00
0xC0 00 00 00 == 3G

64 ビットシステム:
カーネル 128T: 0xFF FF 80 00 00 00 00 00 - 0xFF FF FF FF FF FF FF FF (高)
0xFF FF 7F FF FF FF FF FF - 0xFF FF FF FF FF FF FF FF (自分で計算してください)

ユーザー 128T: 0x00 00 00 00 00 00 00 00 - 0x00 00 7F FF FF FF FF FF (下位)
0x00 00 80 00 00 00 00 00 00 - 0x00 00 80 00 00 00 00 00 （自分で計算してください）

0x00 00 7F FF FF FF FF FF == 127T
質問: 64 ビットシステムの境界線は 128T ですか? 127T ですか?

アクセス権

プロセスがユーザーモードにある場合、ユーザー空間メモリにのみアクセスできます。カーネルモードに入った後にのみ、カーネル空間メモリにアクセスできます。

PAE メカニズム

CPU ビット幅とは、CPU が 1 クロックサイクル内で処理できるバイナリビットの数を指します。通常のシナリオでは、32 ビットシステム CPU のアドレスバスは 32 ビットです。ただし、PAE メカニズムの導入後は、16 ビット CPU のアドレスバスビット幅は 20 ビット (物理メモリ 1M)、32 ビット CPU のアドレスバスは 36 ビット (物理メモリ 64GB)、64 ビット CPU のアドレスバスビット幅は 40 ビット (物理メモリ 1TB) になります。したがって、32 ビットシステムは最大 4 GB のメモリスティックのみをサポートすると単純に言うことはできません。

4. デバッグ

プログラム登録

cs: コードセグメントレジスタ
ds: データセグメントレジスタ
ss: スタックセグメントレジスタ
es: 拡張セグメントレジスタ
fs: 32ビット後のフラグセグメントレジスタ
gs: 32ビット後のグローバルセグメントレジスタ

カーネルクラッシュログの例:

RIP: 0010:[ ] [ ] xxxxxxxxxx+0x69/0x70
RSP: 0018:ffff886241737d98 EFLAGS: 00010246
RAX: ffff880034814d40 RBX: ffff881fc6248740 RCX: 00000000000000200
RDX: 0000000000000000 RSI: 0000000000000286 RDI: ffff881fc6381858
RBP: ffff886241737d98 R08: ffff886241734000 R09: 0000000000000000
R10: ffff880034814d40 R11: 00000000000000200 R12: ffff881fc62487a0
R13: 00000000000000000 R14: 00007fff86cb6260 R15: ffff881fc6381858
FS: 00007f78b59b8720(0000) GS:ffff885ffe3c0000(0000) knlGS:0000000000000000
CS: 0010 DS: 0000 ES: 0000 CR0: 0000000080050033
CR2: 00007f690a057180 CR3: 0000006208985000 CR4: 00000000003627e0
DR0: 00000000000000000 DR1: 0000000000000000 DR2: 00000000000000000
DR3: 0000000000000000 DR6: 00000000fffe0ff0 DR7: 00000000000000400

プログラムレジスターの表示

GDB を使用して Linux 32 ビット上の ELF32 実行可能ファイルをデバッグし、info r コマンドを使用してレジスタの状態を確認します。

セグメントレジスタには 0x23 と 0x2b の 2 つのケースがあります。

16進数: 0023
バイナリ: 0000000000100 0 11 - セグメント番号: 4 - テーブルタイプ: GDT - 特権レベル: Ring3
16進数: 002B
バイナリ: 0000000000101 0 11 - セグメント番号: 5 - テーブルタイプ: GDT - 特権レベル: Ring3

セグメント番号: 4ビット目から始まるテーブルタイプ: 3ビット目特権レベル: 1ビット目と2ビット目

Linux で GDT を直接表示するコマンドやツールが見つからなかったので、ソースコードを調べて答えを見つけました。

これら 2 つの項目によって記述されるセグメントは Windows と同じで、ベースアドレスは 0、サイズは 4 GB です。

Windows と Linux はどちらも、この方法で CPU のセグメント化されたメモリ管理メカニズムをバイパスすることを選択します。

ただし、これは両方のオペレーティングシステムに当てはまるものの、セグメントメカニズムが完全に使用されていないことを意味するわけではないことに注意してください。CPU のタスク管理 TSS は引き続き使用する必要があります。誰もがこれを知っておく必要があります。セグメンテーションメカニズムは Linux 64 ビットシステムでは歓迎されませんが、オペレーティングシステムは引き続き、最初にセグメンテーションを行ってからページングを行うというアドレス指定方法を維持します。

結論

Linux のメモリ管理とアドレス指定に関するこの記事はこれで終わりです。Linux のメモリ管理とアドレス指定の詳細については、123WORDPRESS.COM の以前の記事を検索するか、以下の関連記事を引き続き参照してください。今後とも 123WORDPRESS.COM をよろしくお願いいたします。

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