本篇文章给大家谈谈linux页帧号怎么理解，以及对应的知识点，希望对各位有所帮助，不要忘了收藏本站喔。
本文目录一览：
- 1、请问什么是页帧
- 2、如何将虚拟地址转化成pfn，即页帧号麻烦告诉我
- 3、linux驱动是用静态映射还是动态映射好
- 4、linux kernel 内存管理-页表、TLB
- 5、linux采用什么方法实现内存的分配和释放
1、请问什么是页帧
就是块或称物理块、页框等，是分页存储管理方式中的一个概念，是物理内存对应虚拟内存页面大小相等的一个区域
2、如何将虚拟地址转化成pfn，即页帧号麻烦告诉我
用户程序中的虚拟地址，静态的是编译时就定好的，动态的（如malloc），是通过内核的页式内存管理在vma中定的，需要找到进程的task_struct中的页表然后一级级的翻译得到物理地址。
实际编译时定的地址叫做逻辑地址，这个逻辑地址是需要段式管理来翻译的，即段基址加段内偏移，由于linux中的这个段基址就是0，所以逻辑地址就直接对应了虚拟地址了。
这样得到物理地址以后，首先将十六进制的低三位与成0，这样做是得到页的物理地址，这里指4K页的情况，然后通过页的物理地址减去mem_map的第一个元素的地址就得到了此页在mem_map数组中的下标（此处注意指针相减不是指针表示的地址相减，而是两者之间指针所表示元素类型的个数），此下标即为pfn，知道了在数组中的下标就可以得到struct page结构体了，就可以知道page的所有情况了。
3、linux驱动是用静态映射还是动态映射好
样。
注：以下代码在内核目录linux-2.6.29/arch/arm/mach-s3c2440/mach-mini2440.c。
静态映射的建立方法，是在内核启动的时候，读取struct
map_desc结构体里面的成员：
/*arch/arm/include/asm/mach/map.h*/
14
struct
map_desc
{
15
unsigned
long
virtual;
//存放以后需要操作的虚拟地址，由自己定义
16
unsigned
long
pfn;
//需要操作的硬件的物理地址对应的页帧号，即物理地址右移12
17
unsigned
long
length;
//需要映射的大小
18
unsigned
int
type;
//类型
19
};
这里要说明两个成员：
1）物理地址的页帧号pfn：如果你了解linux的页式管理，那你应该知道，一个页的大小是4096B（2
12），所以一个地址的31-12位是用来表示一个地址对
4、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。
5、linux采用什么方法实现内存的分配和释放
Linux 采用 Buddy 算法有效分配和释放物理页块。
linux系统内存管理的特点linux的进程结束后，它占用的资源全部释放，但是内存仅仅是设置了标志，标志了这部分内存已经不再使用，可以被重新分配的。当进程需要内存时，linux系统首先从空闲内存中查找分配，空闲内存不足时就会使用不再使用的内存；另外，如果你的程序又一次运行，系统直接使用内存中
的数据，不再从文件系统读组，提高了效率。这样一来，linux的系统使用律会很高，服务器的在98%以上；这样做的目的是：linux认为内存是最宝贵
的资源，充分利用，不能让他空闲
linux页帧号怎么理解的介绍就聊到这里吧，感谢你花时间阅读本站内容，更多关于、linux页帧号怎么理解的信息别忘了在本站进行查找喔。