《深入理解LINUX内存管理》学习笔记

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《深入理解LINUX内存管理》学习笔记

作者：yrj，发布于2012-8-7

引子

为什么要写这个笔记：

1，这本书的中文版翻译了太垃圾，没法阅读。阅读英文原版，可以很好的理解作者的思路。作此笔记备忘

2，一直以来学习LINUX kernel的知识缺乏系统化，借对这本书的学习，系统化的学习一下LINUX kernel。

3，自己一直在做一个too small，too simple的单进程，特权模式，64bit保护模式的称不上OS的ＯＳ，已经做完了bootloader, 构思kernel的实现的时候，困惑在内存管理的实现上，阅读这本书，希望能有利于自己的OS的编写。

4，克服惰性，多读书，希望一天能阅读5页，争取半年内阅读完这本原版700多页的巨著。

不足：

我不可能完全理解LINUX 内存管理的精髓，肯定有很多地方理解错误。希望大家能够指正，以便提高，谢谢。

学习方法：

可能您第一次阅读的时候很多地方都不理解，不用担心。那您可能需要阅读一些文件系统的知识。

或者阅读全部笔记后，再回头阅读，有些地方您就理解了。

言归正传：

《深入理解LINUX内存管理》学习笔记（一）

《深入理解LINUX内存管理》学习笔记（二）

《深入理解LINUX内存管理》学习笔记（三）

《深入理解LINUX内存管理》学习笔记（四）

一、概要

可用工具

CodeViz: 生成代码调用关系图的工具，这个工具我现在还没有去使用，有兴趣的可以自己试试去建立调用关系图。

http://www.csn.ul.ie/~mel/projects/codeviz/

Linux cross reference (LXR): 以web的方式阅读和查找LINUX内核源代码的工具。这个工具安装相当麻烦，我建议直接到它的官方网站直接读代码。

http://lxr.linux.no/linux+v2.6.24/

模块

LINUX内存管理代码模块主要分为4个部分：

1.Out of memory 代码在mm/oom_kill.c 貌似用于杀进程的时候对内存的操作

2.虚拟内存的分配代码在mm/vmalloc.c

3.物理内存页面分配代码在mm/page_alloc.cVMA（virtual memory addresses)的创建和进程内的内存区域的管理

4.这些模块，贯穿与其他kernel代码之中，形成更复杂的系统模块，如页面替换策略，buffer的输入输出等

二、物理内存

从硬件角度看内存系统，有2种主流的体系结构，不一致的内存访问系统（NUMA），我不知道什么系统在用这样模式，这种系统将内存系统分割成2块区域（BANK），一块是专门给CPU去访问，一块是给外围设备板卡的DMA去访问。另外一种体系结构，是一致的内存访问系统（UMA），PC都是用的这种结构，这种结构的对于CPU和其他外围设备访问的内存在一块内存条上，没有任何不同。

LINUX内核需要支持这2种体系结构。它引入了一个概念称为node，一个node对应一个bank，对于UMA体系的，系统中只有一个node。在LINUX中引入一个数据结构“struct pglist_data” ,来描述一个node，定义在include/linux/mmzone.h 文件中。（这个结构被typedef pg_data_t）

对于NUMA系统来讲，整个系统的内存由一个node_data 的pg_data_t指针数组来管理。（因为可能有多个node）对于PC这样的UMA系统，使用struct pglist_datacontig_page_data ，作为系统唯一的node管理所有的内存区域。（UMA系统中中只有一个node）

每个node又被分成多个zone，它们各自描述在内存中的范围。zone由struct zone_struct 数据结构来描述。zone的类型由zone_t表示，有ZONE_DMA, ZONE_NORMAL, ZONE_HIGHMEM这三种类型。它们之间的用途是不一样的，ZONE_DMA类型的内存区域在物理内存的低端，主要是ISA设备只能用低端的地址做DMA操作。ZONE_NORMAL类型的内存区域直接被内核映射到线性地址空间上面的区域（line address space），以后的章节将详细描述。ZONE_HIGHMEM将保留给系统使用。

在PC系统中，内存区域类型如下分布：

ZONE_DMA 0-16MB

ZONE_NORMAL 16MB-896MB

ZONE_HIGHMEM 896MB-物理内存结束

大多数kernel的操作只使用ZONE_NORMAL区域，系统内存由很多固定大小的内存块组成的，这样的内存块称作为“页”（PAGE），x86体系结构中，page的大小为4096个字节。每个物理的页由一个struct page的数据结构对象来描述。页的数据结构对象都保存在mem_map全局数组中。从载入内核的低地址内存区域的后面内存区域，也就是ZONE_NORMAL开始的地方的内存的页的数据结构对象，都保存在这个全局数组中。

因为ZONE_NORMAL区域的内存空间也是有限的，所以LINUX也支持High memory的访问，这个下面章节会描述，这个章节，将主要描述node，zone，page及它们之间的关联

Nodes

表示node的数据结构为pg_data_t, 也就是struct pglist_data, 这个结构定义在<linux/mmzone.h>中：

typedef struct pglist_data
 {
    struct zone
 node_zones
[MAX_NR_ZONES
];
    struct zonelist
 node_zonelists
[MAX_ZONELISTS
];
    int nr_zones
;
    struct page
 *node_mem_map
;
    struct bootmem_data
 *bdata
;
    unsigned long node_start_pfn
;
    unsigned long node_present_pages
; /* total number of physical pages */
    unsigned long node_spanned_pages
; /* total size of physical page
                                         range, including holes */
    int node_id
;
    wait_queue_head_t
 kswapd_wait
;
    struct task_struct
 *kswapd
;
    int kswapd_max_order
;
} pg_data_t
;

node_zones: 分别为ZONE_DMA,ZONE_NORMAL,ZONE_HIGHMEM

node_zonelists: 分配内存操作时的区域顺序，当调用free_area_init_core()时，由mm/page_alloc.c文件中的build_zonelists()函数设置。

nr_zones: node中的zone的数量，1到3个之间。并不是所有的node都有3个zone的，比如有些就没有ZONE_DMA区域。

node_mem_map: node中的第一个page，它可以指向mem_map中的任何一个page。

bdata: 这个仅用于boot 的内存分配，下面再描述

node_start_pfn: pfn是page frame number的缩写。这个成员是用于表示node中的开始那个page在物理内存中的位置的。

2.4以前的版本，用物理地址来表示的，后来由于硬件的发展，物理内存很可能大于32bit所表示4G的内存地址，所以改为以页为单位表示。

node_present_pages: node中的真正可以使用的page数量

node_spanned_pages: node中所有存在的Page的数量，包括可用的，也包括被后面讲到的mem_map所占用的，dma所占用的区域的。（做了修正）

英文原版是这么描述的："node spanned pages" is the total area that is addressed by the node, including any holes that may exist.可能是包括hold的node可以访问的区域的数量吧。

node_id: node的NODE ID，从0开始

kswapd_wait: node的等待队列

对于单一node的系统，contig_page_data 是系统唯一的node数据结构对象。

Zone

每个zone都由一个struct zone数据结构对象描述。zone对象里面保存着内存使用状态信息，如page使用统计，未使用的内存区域，互斥访问的锁（LOCKS）等。struct zone在<linux/mmzone.h>中定义（把不关心的NUMA和memory hotplug相关的成员给省略掉了）：

struct zone {
          unsigned long           free_pages;
          unsigned long           pages_min, pages_low, pages_high;
          unsigned long           lowmem_reserve[MAX_NR_ZONES];
 
         struct per_cpu_pageset  pageset[NR_CPUS];
 
         spinlock_t              lock;
 
         struct free_area        free_area[MAX_ORDER];
   
         ZONE_PADDING(_pad1_)  //用于字节对齐
  
          spinlock_t              lru_lock;       
         struct list_head        active_list;
          struct list_head        inactive_list;
          unsigned long           nr_scan_active;
          unsigned long           nr_scan_inactive;
          unsigned long           nr_active;
          unsigned long           nr_inactive;
          unsigned long           pages_scanned;
          int                     all_unreclaimable;
  
          atomic_t                reclaim_in_progress;
  
          atomic_long_t           vm_stat[NR_VM_ZONE_STAT_ITEMS];
  
          int prev_priority;
  
  
          ZONE_PADDING(_pad2_)  //用于字节对齐
          wait_queue_head_t       * wait_table;
          unsigned long           wait_table_hash_nr_entries;
          unsigned long           wait_table_bits;
  
          struct pglist_data      *zone_pgdat;
          unsigned long           zone_start_pfn;
  
          unsigned long           spanned_pages;
          unsigned long           present_pages;
  
          const char              *name;
  } ____cacheline_internodealigned_in_smp;

free_pages：未分配使用的page的数量。

pages_min, pages_low and pages_high： zone对page管理调度的一些参数，下面章节将讲到。

lowmem_reserve[MAX_NR_ZONES]：为了防止一些代码必须运行在低地址区域，所以事先保留一些低地址区域的内存。

pageset[NR_CPUS]： page管理的数据结构对象，内部有一个page的列表(list)来管理。每个CPU维护一个page list，避免自旋锁的冲突。这个数组的大小和NR_CPUS(CPU的数量）有关，这个值是编译的时候确定的。

lock: 对zone并发访问的保护的自旋锁

free_area：页面使用状态的信息，以每个bit标识对应的page是否可以分配

lru_lock: LRU（最近最少使用算法)的自旋锁

reclaim_in_progress: 回收操作的原子锁

active_list: 活跃的page的list

inactive_list: 不活跃的page的list

refill_counter:从活跃的page list中移除的page的数量

nr_active: 活跃的page的数量

nr_inactive: 不活跃的page的数量

pressure：检查回收page的指标

all_unreclaimable: 如果检测2次还是不能回收zone的page的话，则设置为1

pages_scanned: 上次回收page后，扫描过的page的数量。

wait_table：等待一个page释放的等待队列哈希表。它会被wait_on_page(),unlock_page()函数使用. 用哈希表，而不用一个等待队列的原因，防止进程长期等待资源。

wait_table_hash_nr_entries: 哈希表中的等待队列的数量

zone_pgdat: 指向这个zone所在的pglist_data对象。

zone_start_pfn：和node_start_pfn的含义一样。这个成员是用于表示zone中的开始那个page在物理内存中的位置的present_pages, spanned_pages: 和node中的类似的成员含义一样。

zone: zone的名字，字符串表示： "DMA","Normal" 和"HighMem"

ZONE_PADDING：由于自旋锁频繁的被使用，因此为了性能上的考虑，将某些成员对齐到cache line中，有助于提高执行的性能。使用这个宏，可以确定zone->lock,zone->lru_lock,zone->pageset这些成员使用不同的cache line.

Zone的管理调度的一些参数：（Zone watermarks),

英文直译为zone的水平，打个比喻，就像一个水库，水存量很小的时候加大进水量，水存量达到一个标准的时候，减小进水量，当快要满的时候，可能就关闭了进水口。pages_min, pages_low and pages_high就类似与这个标准。

当系统中可用内存很少的时候，系统代码kswapd被唤醒，开始回收释放page。pages_min, pages_low and pages_high这些参数影响着这个代码的行为。

每个zone有三个水平标准：pages_min, pages_low and pages_high，帮助确定zone中内存分配使用的压力状态。kswapd和这3个参数的互动关系如下图：

page_min中所表示的page的数量值，是在内存初始化的过程中调用free_area_init_core()中计算的。这个数值是根据zone中的page的数量除以一个>1的系数来确定的。通常是这样初始化的ZoneSizeInPages/128。

page_low: 当空闲页面的数量达到page_low所标定的数量的时候，kswapd线程将被唤醒，并开始释放回收页面。这个值默认是page_min的2倍。

page_min: 当空闲页面的数量达到page_min所标定的数量的时候, 分配页面的动作和kswapd线程同步运行

page_high: 当空闲页面的数量达到page_high所标定的数量的时候, kswapd线程将重新休眠，通常这个数值是page_min的3倍。

zone的大小的计算

setup_memory()函数计算每个zone的大小：

PFN是物理内存以Page为单位的偏移量。系统可用的第一个PFN是min_low_pfn变量，开始与_end标号的后面，也就是kernel结束的地方。在文件mm/bootmem.c中对这个变量作初始化。系统可用的最后一个PFN是max_pfn变量，这个变量的初始化完全依赖与硬件的体系结构。x86的系统中，find_max_pfn()函数通过读取e820表获得最高的page frame的数值。同样在文件mm/bootmem.c中对这个变量作初始化。e820表是由BIOS创建的。

x86中，max_low_pfn变量是由find_max_low_pfn()函数计算并且初始化的，它被初始化成ZONE_NORMAL的最后一个page的位置。这个位置是kernel直接访问的物理内存，也是关系到kernel/userspace通过“PAGE_OFFSET宏”把线性地址内存空间分开的内存地址位置。（原文：This is the physical memory directly accessible by the kernel and is related to the kernel/userspace split in the linear address space marked by PAGE OFFSET.）我理解为这段地址kernel可以直接访问，可以通过PAGE_OFFSET宏直接将kernel所用的虚拟地址转换成物理地址的区段。在文件mm/bootmem.c中对这个变量作初始化。在内存比较小的系统中max_pfn和max_low_pfn的值相同

min_low_pfn, max_pfn和max_low_pfn这3个值，也要用于对高端内存（high memory)的起止位置的计算。在arch/i386/mm/init.c文件中会对类似的highstart_pfn和highend_pfn变量作初始化。这些变量用于对高端内存页面的分配。后面将描述。

Zone等待队列表（zone wait queue table)

当对一个page做I/O操作的时候，I/O操作需要被锁住，防止不正确的数据被访问。进程在访问page前，调用wait_on_page()函数，使进程加入一个等待队列。访问完成后，UnlockPage()函数解锁其他进程对page的访问。其他正在等待队列中的进程被唤醒。每个page都可以有一个等待队列，但是太多的分离的等待队列使得花费太多的内存访问周期。替代的解决方法，就是将所有的队列放在struct zone数据结构中。

也可以有一种可能，就是struct zone中只有一个队列，但是这就意味着，当一个page unlock的时候，访问这个zone里内存page的所有休眠的进程将都被唤醒，这样就会出现拥堵（thundering herd）的问题。建立一个哈希表管理多个等待队列，能解决这个问题，zone->wait_table就是这个哈希表。哈希表的方法可能还是会造成一些进程不必要的唤醒。但是这种事情发生的机率不是很频繁的。下面这个图就是进程及等待队列的运行关系：

等待队列的哈希表的分配和建立在free_area_init_core()函数中进行。哈希表的表项的数量在wait_table_size() 函数中计算，并且保持在zone->wait_table_size成员中。最大4096个等待队列。最小是NoPages / PAGES_PER_WAITQUEUE的2次方，NoPages是zone管理的page的数量，PAGES_PER_WAITQUEUE被定义256。（原文：For smaller tables, the size of the table is the minimum power of 2 required to store NoPages / PAGES PER WAITQUEUE number of queues, where NoPages is the number of pages in the zone and PAGE PER WAITQUEUE is defined to be 256.）

下面这个公式可以用于计算这个值：

zone->wait_table_bits用于计算：根据page 地址得到需要使用的等待队列在哈希表中的索引的算法因子。page_waitqueue()函数负责返回zone中page所对应等待队列。它用一个基于struct page虚拟地址的简单的乘法哈希算法来确定等待队列的。

page_waitqueue()函数用GOLDEN_RATIO_PRIME的地址和“右移zone→wait_table_bits一个索引值”的一个乘积来确定等待队列在哈希表中的索引的。

Zone的初始化

在kernel page table通过paging_init()函数完全建立起z来以后，zone被初始化。下面章节将描述这个。当然不同的体系结构这个过程肯定也是不一样的，但它们的目的却是相同的：确定什么参数需要传递给free_area_init()函数（对于UMA体系结构）或者free_area_init_node()函数（对于NUMA体系结构）。这里省略掉NUMA体系结构的说明。

free_area_init()函数的参数：

unsigned long *zones_sizes: 系统中每个zone所管理的page的数量的数组。这个时候，还没能确定zone中那些page是可以分配使用的（free）。这个信息知道boot memory allocator完成之前还无法知道。

《深入理解LINUX内存管理》学习笔记（二）

初始化mem_map

mem_map是一个struct page的数组，管理着系统中所有的物理内存页面。在系统启动的过程中，创建和分配mem_map的内存区域。UMA体系结构中，free_area_init()函数在系统唯一的struct node对象contig_page_data中node_mem_map成员赋值给全局的mem_map变量。调用的关系图：

主要的核心函数free_area_init_core(),为node的初始化过程分配本地的lmem_map（node->node_mem_map)。数组的内存在boot memory 分配的alloc_bootmem_node()函数分配.在UMA体系结构中，这个新分配的lmem_map成为全局的mem_map. 对于NUMA体系，lmem_map赋值给每一个node的node_mem_map成员，而这个情况下mem_map就被简单的赋值为PAGE_OFFSET(有兴趣理解NUMA体系结构的可以阅读英文原版，了解更多信息）。UMA体系中，node中的各个zone的zone_mem_map就指向mem_map中的某些元素作为zone所管理的第一个page的地址。

Page

系统中的每个物理页面用struct page数据结构对象来表示，并且跟踪page使用的状态：（省略了一些特定平台用到的成员）

struct page {
         unsigned long flags;          
        atomic_t _count;
         union {
                 atomic_t _mapcount; 
                unsigned int inuse; 
        };
         union {
             struct {
                 unsigned long private;
                 struct address_space *mapping;
             };
             struct kmem_cache *slab;    /* SLUB: Pointer to slab */
             struct page *first_page;    /* Compound tail pages */
         };
         union {
                 pgoff_t index;          /* Our offset within mapping. */
                 void *freelist;         /* SLUB: freelist req. slab lock */
         };
         struct list_head lru;       
 #if defined
(WANT_PAGE_VIRTUAL
) 
        void *virtual; #endif         
}; 
union {
                 atomic_t _mapcount; 
                unsigned int inuse; 
        }： 和页表转换有关的PTE链，下面章节将描述。

index：这个成员根据page的使用的目的有2种可能的含义。第一种情况：如果page是file mapping的一部分，它指明在文件中的偏移。如果page是交换缓存，则它指明在address_space所声明的对象:swapper_space（交换地址空间）中的偏移。第二种情况：如果这个page是一个特殊的进程将要释放的一个page块，则这是一个将要释放的page块的序列值，这个值在__free_page_ok()函数中设置。

mapping: 当文件或设备需要内存映射，文件或设备的inode对象有一个address_space类型的成员。如果page属于这个文件或设备，mapping将指向inode中这个成员。如果page不属于任何文件或设备，但是 mapping被设置了，则mapping指向了一个address_space类型的swapper_space对象，则page用于管理交换地址空间(swap address space)了。

lru: page交换调度策略使用。page可能被调度到active_list或者inactive_list队列里。就是使用lru这个list_head。

private：这个保存了一些和mapping（文件mapping到内存）有关的一些特定的信息。如果page是一个buffer page,则它就保存了一个指向buffer_head的指针。

virtual：不再用于将high memory的映射到ZONE_NORMAL区域的作用了，除了一些其他的体系结构会用到外。

count: page的访问计数，当为0是，说明page是空闲的，当大于0的时候，说明page被一个或多个进程真正使用或者kernel用于在等待I/O。

flags: page状态的标志信息。kernel代码里定义了大量的宏用于设置，清楚，检测flag成员中的各个位所表示的page状态信息。特别提示一下，SetPageUptodate(),它需要调用一个和体系结构有关的函数：

arch_set_page_uptodate().

映射页面到zone（Mapping page to zones）

在2.4.18内核之前，struct page数据结构中有一个zone的成员，后来证明这样做会无谓的浪费大量的内存空间，因为系统中会有大量的page对象，所以以后版本的page中不在有这样的成员了，而是有一个索引表示，这个索引保存在flag成员中的某些位段中，这个索引占用8个位。2.6.19版本的kernel系统中建立了一个全局的zone数组：

    struct zone
      *zone_table
    [1 <<ZONETABLE_SHIFT ] __read_mostly
    ; EXPORT_SYMBOL
    (zone_table
     );

EXPORT_SYMBOL宏的作用，是让zone_table能够被其他载入的模块使用。free_area_init_core()函数对node里的所有page做初始化。 zone_table[nid * MAX_NR_ZONES + j] = zone; //对zone_table做初始化。 nid是node ID。 j是zone的索引。对每个page调用set_page_zone()初始化page中的zone的索引值（在page->flag中）。 set_page_zone(page, nid * MAX_NR_ZONES + j); 但是2.6.20后就不用这一套了，mm/sparse.c文件中做了一套管理系统。新的方法将多个page组成section来管理。

这里略微描述一下，有兴趣的，可以详细阅读sparse.c的源代码。kernel将所有的page分成多个section管理，对于x86平台，有64个section，每个section管理着(1<<26)个或(1<<30)个（对于支持PAE的情况下）内存区域。

以下是几个主要的define：

include/asm-x86/sparsemem_32.h: 

#ifdef CONFIG_X86_PAE
 #define SECTION_SIZE_BITS       30
 #define MAX_PHYSADDR_BITS       36
 #define MAX_PHYSMEM_BITS        36
 #else
 #define SECTION_SIZE_BITS       26
 #define MAX_PHYSADDR_BITS       32
 #define MAX_PHYSMEM_BITS        32
 #endifinclude/linux/mmzone.h:#define SECTIONS_SHIFT          
    (MAX_PHYSMEM_BITS - SECTION_SIZE_BITS)#define NR_MEM_SECTIONS         
    (1UL << SECTIONS_SHIFT)#ifdef CONFIG_SPARSEMEM_EXTREME
 #define SECTIONS_PER_ROOT       
     (PAGE_SIZE / sizeof (struct mem_section))
 #else
 #define SECTIONS_PER_ROOT       1
 #endif#define SECTION_NR_TO_ROOT(sec) ((sec) / SECTIONS_PER_ROOT)
 #define NR_SECTION_ROOTS        (NR_MEM_SECTIONS / SECTIONS_PER_ROOT)
 #define SECTION_ROOT_MASK       (SECTIONS_PER_ROOT - 1)
 
首先声明了一个全局的mem_section的全局数组。
 struct mem_section *mem_section[NR_SECTION_ROOTS]；
 
调用sparse_add_one_section()函数，分配mem_section，并且初始化。

《深入理解LINUX内存管理》学习笔记（三）

页表管理（Page table management)

Linux内核软件架构习惯与分成硬件相关层和硬件无关层。对于页表管理，2.6.10以前（包括2.6.10）在硬件无关层使用了3级页表目录管理的方式，它不管底层硬件是否实现的也是3级的页表管理：

Page Global Directory (PGD)
Page Middle Directory (PMD)
Page Table (PTE)

从2.6.11开始，为了配合64位CPU的体系结构，硬件无关层则使用了4级页表目录管理的方式：

Page Global Directory (PGD)
Page Upper Directory (PUD)
Page Middle Directory (PMD)
Page Table (PTE)

PGD每个条目中指向一个PUD，PUD的每个条目指向一个PMD，PMD的每个条目指向一个PTE，PTE的每个条目指向一个页面(Page)的物理首地址。因此一个线性地址被分为了5个部分，如下图：

PGD，PUD，PMD，PTE中到底有几个条目，不同的CPU体系结构有不同的定义。

虽然硬件无关层是这么设计的，但是底层硬件未必也是这样实现的。如x86体系结构，如果不使用PAE（Physical Address Extension)特性，则硬件底层实现的是2级的页表目录管理，事实上，只有PGD，PTE才是真正有意义的。

页目录（Page directory）

每个进程所代表的上下文数据结构中都有一个指针（mm_struct->pgd），其指向这个进程所使用的PGD的一个页（page frame）。这个页面中包含了一个类型为pgd_t的数组。pgd的载入到CPU的方式完全和体系结构相关。x86，进程的页表地址从mm_struct->pgd载入到CR3寄存器，载入页表地址的同时，会引起TLB（快表，是对页目录，页表缓存的缓冲区）也被强制刷新。事实上，这也是__flush_tlb()函数，实现的机制。

PGD中的每个条目指向一个页（page frame），这个页是“由类型为pud_t的条目组成的PUD”。 PUD中的每个条目同样指向一个页，这个页是“由类型为pmd_t的条目组成的PMD”。PMD的每个条目指向一个页，这个页是“由类型为pte_t的条目组成的PTE”。PTE的每个条目就指向了真正的数据或指令所在的页面的首地址的了，这也不是100%的，如果所需要的页面被交换到磁盘空间去后，这个条目就包含的内容是在当page fault发生后，传入需要调用的 do_swap_page()函数，找到包含页面数据的交换空间。

将线性地址转换成物理地址，需要将线性地址分成5个部分，其中4个的值是在各级页表中的索引或者也可以看成是偏移(OFFSET)，另外一个是数据在页中的偏移。为了分别析出这5个部分，各级页表和页中偏移都拥有特定的几个宏：SHIFT，SIZE和MASK。SHIFT宏表示各级页表或页中偏移所占用的bit数。

MASK的值和线性地址做AND运算，获得一个各级的高位部分，一般用于页面，页表对齐。SIZE宏表示各级所能管理的内存空间的字节数。

MASK和SIZE都是有SHIFT计算得到，如x86体系结构是这样的：

#define PAGE_SHIFT 12

#define PAGE_SIZE (1UL << PAGE_SHIFT)

#define PAGE_MASK (~ (PAGE_SIZE - 1))

PAGE_SHIFT是线性地址中偏移(offset)的位的位数，x86系统是12位。page的字节数计算很简单：2PAGE_SHIFT （和1<<PAGE_SHIFT是同样的结果）。如果需要对一个地址做页边界的对齐，则使用PAGE_ALIGN()宏，这个宏将地址加上PAGE_SIZE-1再和PAGE_MASK做AND操作即可。事实上PAGE_ALIGN()宏是和下一个页的边界对齐的。

PMD_SHIFT是线性地址中第三级页表的所占的位数，PMD_SIZE和PMD_MARK是由这个宏计算得到的。

PUD_SHIFT是线性地址中第二级页表的所占的位数，PUD_SIZE和PUD_MARK是由这个宏计算得到的。

PGD_SHIFT是线性地址中第一级页表的所占的位数，PGD_SIZE和PGD_MARK是由这个宏计算得到的。

最后介绍4个重要的宏：PTRS_PER_PGD,PTRS_PER_PUD, PTRS_PER_PMD,PTRS_PER_PTE。它们用于确定每级页表有多少条目。
不使能PAE特性的x86体系结构这几个宏定义如下：

#define PTRS_PER_PGD  1024
 #define PTRS_PER_PUD    1  //这种情况下PUD事实不起作用，为了代码的硬件无关性，设置为1。
 
                           //在include/asm-generic/pgtable-nopud.h中定义
 #define PTRS_PER_PMD  1  //这种情况下PMD事实不起作用，为了代码的硬件无关性，设置为1。
 
                         //在include/asm-generic/pgtable-nopmd.h中定义
 
#define PTRS_PER_PTE  1024

页表条目(Page table entry)

页表的每个条目都是一个声明为数据结构的对象：pgd_t,pud_t,pmd_t和pte_t分别对应PGD,PUD,PMD和PTE。

虽然这些数据结构常常只有一个无符号整数，它们被定义成数据结构有2个原因：第一，类型保护，防止被不合适的方式使用。第二，容易扩展每个条目所占字节的数量，如x86使能PAE，则需要另外加入4位(原书是说4位,但是我觉得应该是错误的，应该是加入了4个字节），以使得能够访问多余4GB的物理内存。

为了保持一些保护位，定义了pgprot_t数据结构，它保存相关的标志，通常会保持在页表条目的低位区域。

为了类型的计算，在文件asm/page_32.h或者asm/page_64.h中定义了5个宏。传入上述的类型，返回相应的数据结构中的部分数值：pte_val(),pmd_val(),pud_val()和pgprot_val(). 相反的操作的计算的宏：__pte(),__pmd(),__pud(),__pgd()和__pgprot()。

条目中的状态位，完全是和体系结构相关的。下面解释一下不使能PAE的x86体系结构下，各个状态位的含义。

没有使能PAE的x86，pte_t数据结构中只有一个32位的整数。每个PTE中的类型为pte_t的指针指向一个页面的首地址，也就是说指向的地址总是页面对齐的。因此，在这个整数中PAGE_SHIFT指定数目的位数，也就是12位，是给页表条目中的状态位。列表如下：

比较费解的是_PAGE_PROTNONE这个状态位，x86的体系结构上并不存在这个状态位，LINUX内核借用了PAT位作为这个来使用。这里还有一个问题如果有PSE位被设置，则PAT位的位置就会使用另外一个位置，幸运的是，LINUX内核不会在用户页面中使用PSE特性

LINUX内核挪用这个位的目的是：确定一个虚拟内存的页面在物理内存中是存在的，但是用户空间的进程不能访问它，如同对一段内存区域调用mprotect() API函数并传入PROT_NONE标志一样。当一段内存区域被要求保护，_PAGE_PRESENT为被清除，_PAGE_PROTNONE位被置一。pte_present()宏会同时检测这2位的设置情况，让kernel能够自己知道对应的PTE是否可用：

#define pte_present(x) ((x).pte_low & (_PAGE_PRESENT | _PAGE_PROTNONE))

如果正好是用户空间不能访问的页面，这就相当巧妙了，但是也相当的重要考量。因为硬件状态为_PAGE_PRESENT已经被清除，当试图访问这个页面的时候，会产生一个page fault的异常，LINUX内核强制的保护了页面访问，但是内核还是知道页面是存在的，如果需要交换到磁盘或者进程退出释放页面，能够做出正确的动作。

《深入理解LINUX内存管理》学习笔记（四）

页表条目的操作

X86体系结构的情况下，在include/asm-x86/pgtable.h文件中，定义了“析出”或者“检查”页表条目中的值的几个宏(在2.6.24版本的内核中，由于体系结构的关系，这几个宏可能分布在几个相关的头文件中）。

通过 4 个宏，把一个线性地址从第一级页目录表 (Page directories) 追巡最后一级页目录表。

pgd_offset: 通过线性地址 ( 其中的一部分指出了需要访问的内存地址在的 PGD 中的索引 ) 和进程的 mm_struct 数据结构对象，返回一个指向 PGD 条目的地址，内容是某个 PUD 页面的首地址。

pud_offset: 通过线性地址（也是索引）和指向 PGD 条目的地址，返回一个指向 PUD 条目的地址，内容是某个 PMD 页面的首地址。如果硬件系统并不支持 PUD ，则直接返回指向 PGD 条目的地址。也就是通过巧妙的直接返回 PGD 的方式，使得不同体系结构下，统一的软件架构。

pmd_offset: 通过线性地址（也是索引）和指向 PUD 条目的地址，返回一个指向 PMD 条目的地址，内容是某个 PTE 页面的首地址。如果硬件系统并不支持 PMD ，则直接返回指向 PUD 条目的地址。也就是通过巧妙的直接返回 PUD 的方式，使得不同体系结构下，统一的软件架构。

pte_offset: 通过线性地址（也是索引）和指向 PMD 条目的地址（内容是 PMD 页面的首地址），返回一个指向 PTE 条目的地址，内容是某个需要访问的数据内存页面的首地址（物理地址），这个地址和线性地址的低位部分的数据在内存页面中的偏移相加，就获得了数据真正所在的物理地址了。

第二组宏，用于检测页表条目是否存在或者是否可用的信息。

pte_none(), pmd_none(), pud_none(),pgd_none() ，如果对应的条目不存在，则返回 1 。宏的定义只是检测条目的内容是否全 0.
pte_present(), pmd_present(), pud_present(),pgd_present(), 如果条目中的 PRESENT 位被设置，则返回 1.
pte_clear(), pmd_clear(), pud_clean(),pgd_clear(), 对相应条目清零。
pmd_bad(), pud_bad(),pgd_bad(),

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