内核内存管理子系统

5. 页表与地址转换

现代操作系统使用虚拟内存为每个进程提供独立的地址空间。页表（Page Table）是实现虚拟地址到物理地址转换的数据结构。x86_64 使用四级页表（Linux 5.10+ 支持五级），ARM64 使用三级或四级。

5.1 x86_64 四级页表

/* arch/x86/include/asm/pgtable_types.h */
/* 页表项结构（PTE） */
typedef struct { unsigned long pte; } pte_t;

/* PTE 标志位 */
#define _PAGE_PRESENT   (1UL << 0)  /* 页在内存中 */
#define _PAGE_RW        (1UL << 1)  /* 可读写 */
#define _PAGE_USER      (1UL << 2)  /* 用户态可访问 */
#define _PAGE_PWT       (1UL << 3)  /* Write Through */
#define _PAGE_PCD       (1UL << 4)  /* Cache Disable */
#define _PAGE_ACCESSED  (1UL << 5)  /* 已访问（用于页面置换）*/
#define _PAGE_DIRTY     (1UL << 6)  /* 已修改（需要写回）*/
#define _PAGE_PSE       (1UL << 7)  /* Page Size Extension (2MB/1GB) */
#define _PAGE_GLOBAL    (1UL << 8)  /* 全局页（TLB 不刷新）*/

/* 页表遍历 - 虚拟地址转物理地址 */
unsigned long virt_to_phys(void *addr)
{
    pgd_t *pgd;
    p4d_t *p4d;
    pud_t *pud;
    pmd_t *pmd;
    pte_t *pte;
    unsigned long pfn;
    
    pgd = pgd_offset(current->mm, (unsigned long)addr);
    if (pgd_none(*pgd) || pgd_bad(*pgd))
        return 0;
    
    p4d = p4d_offset(pgd, (unsigned long)addr);
    if (p4d_none(*p4d))
        return 0;
    
    pud = pud_offset(p4d, (unsigned long)addr);
    if (pud_none(*pud) || pud_bad(*pud))
        return 0;
    
    pmd = pmd_offset(pud, (unsigned long)addr);
    if (pmd_none(*pmd) || pmd_bad(*pmd))
        return 0;
    
    /* 大页检查 */
    if (pmd_large(*pmd)) {
        pfn = pmd_pfn(*pmd);
        return (pfn << PAGE_SHIFT) | ((unsigned long)addr & ~PMD_MASK);
    }
    
    pte = pte_offset_kernel(pmd, (unsigned long)addr);
    if (!pte_present(*pte))
        return 0;
    
    pfn = pte_pfn(*pte);
    return (pfn << PAGE_SHIFT) | ((unsigned long)addr & ~PAGE_MASK);
}

5.2 TLB 与缓存

页表遍历需要 4 次内存访问，代价高昂。转换检测缓冲区（TLB）是 CPU 内部的硬件缓存，存储最近使用的虚拟到物理映射。当 TLB 命中时，地址转换几乎零开销；未命中则需要遍历页表（Page Walk）。

内核使用 invlpg 指令或重载 CR3 刷新 TLB。大页（2MB/1GB）减少页表层级，提高 TLB 效率，这对数据库等内存密集型应用至关重要。

6. vmalloc 与连续内存

伙伴系统保证分配的物理页框物理连续，但这在内存碎片化后变得困难。vmalloc 提供另一种选择：分配虚拟连续但物理离散的内存。

/* mm/vmalloc.c - vmalloc 实现 */
void *vmalloc(unsigned long size)
{
    return __vmalloc_node_flags(size, NUMA_NO_NODE,
                                GFP_KERNEL);
}

/* vmalloc 内部使用页表映射 */
static void *__vmalloc_node(unsigned long size, unsigned long align,
                            gfp_t gfp_mask, pgprot_t prot,
                            int node, const void *caller)
{
    struct vm_struct *area;
    void *addr;
    unsigned long real_size = size;
    
    size = PAGE_ALIGN(size);
    if (!size || (size >> PAGE_SHIFT) > total_pages)
        return NULL;
    
    /* 在 vmalloc 空间保留虚拟地址区域 */
    area = __get_vm_area_node(size, align, VM_ALLOC, VMALLOC_START,
                              VMALLOC_END, node, gfp_mask, caller);
    if (!area)
        return NULL;
    
    addr = area->addr;
    area->no_vm = true;
    
    /* 分配物理页并建立映射 */
    if (__vmalloc_area_node(area, gfp_mask, prot, node) < 0) {
        remove_vm_area(addr);
        kfree(area);
        return NULL;
    }
    
    return addr;
}

7. SLUB：现代替代方案

传统 SLAB 分配器代码复杂，调试困难。Linux 2.6.22 引入 SLUB 作为默认分配器，它简化设计同时保持性能。SLUB 不再有显式的 slab 链表，而是使用页（struct page）直接跟踪对象。

/* mm/slub.c - SLUB 简化设计 */
struct kmem_cache {
    struct kmem_cache_cpu __percpu *cpu_slab;
    
    /* 同 SLAB 的元数据 */
    unsigned int size;      /* 对象大小（含元数据） */
    unsigned int object_size;   /* 用户请求大小 */
    unsigned int offset;    /* 空闲指针偏移 */
    
    /* 每个 slab 的对象数 */
    unsigned int oo;        /* 编码的值 */
    
    /* 部分空闲 slab 列表 */
    struct kmem_cache_node *node[MAX_NUMNODES];
    
    const char *name;
};

/* per-cpu 缓存 - 无锁快速路径 */
struct kmem_cache_cpu {
    void **freelist;        /* 指向第一个空闲对象 */
    struct page *page;      /* 当前 slab 页 */
    struct page *partial;   /* 部分空闲的备用 slab */
};

查看系统 SLUB 缓存状态的命令：

$ cat /proc/slabinfo | head -20
# name            <active_objs> <num_objs> <objsize> <objperslab> <pagesperslab>
task_struct          1234   1500    6848   12    2 : tunables    0    0    0 : slabdata    125    125      0
inode_cache          5678   8000     600   13    2 : tunables    0    0    0 : slabdata    615    615      0
dentry               8901  10000     192   21    1 : tunables    0    0    0 : slabdata    476    476      0

8. 小结

本章探索了 Linux 内核内存管理的核心机制。我们学习了伙伴系统如何高效管理物理页框，SLAB/SLUB 如何优化小对象分配，以及页表如何实现虚拟到物理地址的转换。

关键要点：

• 伙伴系统管理物理页框，平衡分配效率与外部碎片
• SLAB/SLUB提供对象级分配，消除内部碎片，支持对象缓存
• 页表实现虚拟内存映射，TLB 加速地址转换
• vmalloc在物理内存不连续时提供虚拟连续空间

内存管理子系统的选择反映了经典的设计权衡：速度与空间、简单与功能、通用与专用。理解这些权衡是成为优秀系统程序员的关键。下一章将探讨内核模块编程，学习如何扩展内核功能。