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目錄

• 分段存儲的壞處
• 物理內(nèi)存的管理
• 映射表
• 一個線性地址的尋址過程

終于開始介紹分頁機(jī)制了，作為一名 Linuxer，大名鼎鼎的分頁機(jī)制必須要徹底搞懂!

我就盡自己的最大努力，正確把我理解的分頁機(jī)制，用圖文形式徹底分解，希望對您有所幫助!

一共分三篇文章:

• 這篇文章主要介紹單映射表;
• 下一篇介紹兩級映射(頁目錄和頁表);
• 最后一篇介紹對映射表自身的操作。

分段存儲的壞處

在之前的文章中，我們多次描寫了一個段描述符的結(jié)構(gòu)，其中就包括段的開始地址、界限和各種段的屬性。

經(jīng)過分段處理單元的權(quán)限檢查和計算，這個開始地址加上偏移量，就是一個線性地址，如下圖所示：

在 x86 系統(tǒng)中，分段機(jī)制是固有的，必須經(jīng)過這個環(huán)節(jié)才能得到一個線性地址。

所以 Linux 系統(tǒng)中，為了“不使用”分段機(jī)制，但是又無法繞過，只好定義了“平坦”的分段模型。

在沒有開啟分頁機(jī)制的情況下，分段單元輸出的線性地址就等于物理地址。

這里就存在著一個重要的問題：從段的開始地址，一直到段空間的最后地址，這是一塊連續(xù)的空間!

在這樣的情況下，每一個用戶程序中，包含的所有段，在物理內(nèi)存上所對應(yīng)的空間也必須是連續(xù)的，如下圖：

因?yàn)槊恳粋€程序的代碼、數(shù)據(jù)長度都是不確定、不一樣的，按照這樣的映射方式，物理內(nèi)存將會被分割成各種離散的、大小不同的塊。

經(jīng)過一段運(yùn)行時間之后，有些程序會退出，那么它們占據(jù)的物理內(nèi)存空間可以被回收，但是，這些物理內(nèi)存都是以很多碎片的形式存在。

如果這個時候操作系統(tǒng)想分配一塊稍微大一些的連續(xù)空間，雖然空閑的物理內(nèi)存空間總數(shù)是足夠的，但是不連續(xù)啊，這就給物理內(nèi)存帶來極大的浪費(fèi)!

怎么辦?

現(xiàn)在的需求是：操作系統(tǒng)提供給用戶的段空間必須是連續(xù)的，但是物理內(nèi)存最好不要連續(xù)。

軟件領(lǐng)域有一句經(jīng)典名言：沒有什么是不能通過增加一個抽象層解決的!

在內(nèi)存管理上，新加的這一層就是虛擬內(nèi)存：把物理內(nèi)存按照一個固定的單位(4 KB，稱作一個物理頁)進(jìn)行分割，然后把連續(xù)的虛擬內(nèi)存，映射到若干個不連續(xù)的物理內(nèi)存頁。

圖中綠色的的映射表，就是用來把虛擬內(nèi)存，映射到物理內(nèi)存。

物理內(nèi)存的管理

關(guān)于映射表的細(xì)節(jié)，下一個主題再聊，先來看一下操作系統(tǒng)對物理內(nèi)存的狀態(tài)管理。

在如今的一臺 PC 機(jī)上，內(nèi)存動輒就是是 8G/16G/32G 的配置，好像很充裕、隨便用。

但是在 N 年以前，買一個 U 盤都是按照 MB 為單位的，更別說內(nèi)存了。

因此在那個時代，面對 MB 級別的物理內(nèi)存，操作系統(tǒng)還能夠把它虛擬成 4GB 的內(nèi)存空間給用戶程序使用，也是挺厲害的!

言歸正傳，在這篇文章中，我們就奢侈一點(diǎn)，假設(shè)可用的物理內(nèi)存有 1GB 的空間。

當(dāng)系統(tǒng)上電之后，BIOS 會檢查系統(tǒng)的各種硬件資源，并告訴操作系統(tǒng)，其中就包括這 1GB 的物理內(nèi)存。

按照一個物理頁的大小 4KB 進(jìn)行劃分，1 GB 的空間就是 262144 (1GB / 4K)個物理頁。

操作系統(tǒng)需要對這些頁進(jìn)行管理，也就是維護(hù)它們的狀態(tài)：哪些頁正在被使用，哪些頁空閑。

最簡單、直觀的方法，就是用一塊連續(xù)的內(nèi)存空間來描述每一個物理頁的狀態(tài)，每一個bit位對應(yīng)一個物理頁：

bit = 1: 表示該物理頁被使用;

bit = 0：表示該物理頁空閑;

262144 個頁需要262144個bit位，也就是32768個字節(jié)。

那么對于1 GB大小的物理內(nèi)存來說，如下圖所示：

利用map結(jié)構(gòu)，操作系統(tǒng)就知道當(dāng)前: 哪些物理頁正在被使用，哪些物理頁是空閑的。

每一個物理頁是 4KB，所以地址中最后 12 個 bit 都是 0;

map 結(jié)構(gòu)本身也需要存儲在物理內(nèi)存中的，因此 32768 個字節(jié)，一共需要 8 個物理頁來存儲(32768 / 4 * 1024 = 8)。

映射表

在32位系統(tǒng)中，虛擬內(nèi)存的最大空間是 4GB，這是每一個用戶程序都擁有的虛擬內(nèi)存空間。

實(shí)際上，操作系統(tǒng)都會把虛擬內(nèi)存的高地址部分，用作操作系統(tǒng)，低地址部分留給用戶程序使用;

Linux 系統(tǒng)中，高地址的 1GB 空間是操作系統(tǒng)使用;Windows 系統(tǒng)中，高地址的 2GB 的空間被操作系統(tǒng)使用，但是可以調(diào)整;

但是，實(shí)際的物理內(nèi)存只有1GB(假設(shè)值)，那么操作系統(tǒng)就要使用自己的騰挪大法，讓用戶程序認(rèn)為4GB的內(nèi)存空間全部可用。

就好比變戲法一樣：十個碗，九個蓋，誰能玩的溜、不露餡，誰就是高手!

計算一下映射表本身所占據(jù)的空間大小：

映射表中的每一個表項(xiàng)，指向一個物理頁的開始地址。

在32位系統(tǒng)中，地址的長度是4個字節(jié)，那么映射表中的每一個表項(xiàng)就是占用4個字節(jié)。

既然需要讓4GB的虛擬內(nèi)存全部可用，那么映射表中就需要能夠表示這所有的4GB空間，那么就一共需要1048576 (4GB / 4KB)個表項(xiàng)。

所以，映射表占據(jù)的總空間大小就是：1048576 * 4 = 4 MB 的大小。

也就是說，映射表自己本身，就要占用 1024 個物理頁(4MB / 4KB)。

正是因?yàn)槭褂靡粋€映射表，需要占用這么大的物理內(nèi)存空間，所以才有后面的多級分頁機(jī)制。

虛擬內(nèi)存看上去被虛線“分割”成4KB的單元，其實(shí)并不是分割，虛擬內(nèi)存仍然是連續(xù)的。

這個虛線的單元僅僅表示它與映射表中每一個表項(xiàng)的映射關(guān)系，并最終映射到相同大小的一個物理內(nèi)存頁上。

例如：

虛擬內(nèi)存的 0 ~ 4KB 空間，對應(yīng)映射表第 0 個表項(xiàng)中，其中存儲的物理地址是 0x3FFF_F000(最后一個物理頁);

虛擬內(nèi)存的 4KB ~ 8KB 空間，對應(yīng)映射表第 1 個表項(xiàng)中，其中存儲的物理地址是 0x0000_0000(第 0 個物理頁);

虛擬內(nèi)存的最后 4KB 空間，對應(yīng)映射表最后一個表項(xiàng)中，其中存儲的物理地址是 0x0000_1000(第 1 個物理頁);

也就是說：

虛擬內(nèi)存與映射表之間，是平行的一一對應(yīng)關(guān)系;

映射表中的物理地址，與物理內(nèi)存之間，是隨機(jī)的映射關(guān)系，哪里可用就指向哪里(物理頁)。

以上就是用一個映射表，把物理內(nèi)存以4KB為一個頁進(jìn)行分配，然后再與虛擬內(nèi)存對應(yīng)起來，包裝成連續(xù)的虛擬內(nèi)存給用戶使用。

雖然最終使用的物理內(nèi)存是離散的，但是與虛擬內(nèi)存對應(yīng)的線性地址是連續(xù)的。

處理器在訪問數(shù)據(jù)、獲取指令時，使用的都是線性地址，只要它是連續(xù)的就可以了，最終都能夠通過映射表找到實(shí)際的物理地址。

為了有一個更加感性的認(rèn)識，我們再來看一個稍微具象一點(diǎn)的實(shí)例。

一個線性地址的尋址過程

我們假設(shè)用戶程序中有一個代碼段，那么在這個程序的 LDT(局部描述符表)中，段描述的結(jié)構(gòu)如下：

假設(shè)條件如下：

虛擬內(nèi)存(32位系統(tǒng))：4GB，實(shí)際的物理內(nèi)存 1GB;

代碼段的開始地址位于 3 GB 的地方，也就是 0xC000_0000;

代碼段的長度是 1 MB;

我們的目標(biāo)是：查找線性地址0xC000_2020所對應(yīng)的物理地址。

根據(jù)描述符的結(jié)構(gòu)，其中的段基地址是 0xC000_0000，界限是 0x00100，段描述符中，其它的字段暫時不用關(guān)心。

界限一共有 20 位，假設(shè)粒度是 4KB，那么 1 MB 的長度除以 4KB，結(jié)果就是 0x00100。

代碼段的開始地址(線性地址) 0xC000_0000，位于虛擬內(nèi)存靠近高端四分之一的位置，那么映射表中對應(yīng)的表項(xiàng)，也是位于高端的四分之一的位置。

映射表中每一個表項(xiàng)指向一個4KB大小的物理頁，那么長度為1MB的代碼段，就需要256個表項(xiàng)。

也就是說映射表中有 256 個表項(xiàng)，指向256個物理頁：

對于我們要查找的線性地址 0xC000_2020，首先把它拆解成兩部分：

高 20 位 0xC0002: 是映射表索引;

低 12 位 0x020: 是物理頁內(nèi)的偏移地址;

索引值 0xC002，對應(yīng)于下圖中從3GB開始的第2個表項(xiàng)：

在上面這個示意圖中，代碼段的開始地址 0xC000_0000，對應(yīng)于映射表中索引為0xC0000這個表項(xiàng)，這個表項(xiàng)中記錄的物理內(nèi)存頁開始地址是 0x1000_0000(距離開始地址 256 MB)。

代碼段的長度是 1 MB，一共需要256個表項(xiàng)，那么最后這個表項(xiàng)的索引就應(yīng)該是 0xC00FF。

那么對于我們要尋找的線性地址 0xC000_2020，對應(yīng)的表項(xiàng)索引號是 0xC0002，這個表項(xiàng)中記錄的物理內(nèi)存頁的開始地址是 0x2000_0000(距離開始地址 512 MB)。

找到了物理內(nèi)存的起始地址，再加上偏移量 0x020，那么最終的物理地址就是：0x2000_0020。

以上就是通過映射表，從線性地址到物理地址的頁轉(zhuǎn)換過程。

對于使用二級頁表的轉(zhuǎn)換機(jī)制來說，原理都是一樣的。無非是把高20位的索引拆開(10 位 + 10 位)，使用兩個表來轉(zhuǎn)換，這個問題下一篇文章會詳細(xì)聊。

End 

本文描述了：通過一個映射表，把連續(xù)的虛擬內(nèi)存，映射到離散的物理頁，極大的利用了物理內(nèi)存。

當(dāng)操作系統(tǒng)需要分配一大塊、連續(xù)的內(nèi)存空間給用戶程序時，映射表中的表項(xiàng)可以指向多個不連續(xù)的物理頁，反正用戶程序接觸不到這一層(用戶程序只與虛擬內(nèi)存交互)。

這樣利用物理內(nèi)存的效率就極大的提高了。

再加上換出和換入機(jī)制(把硬盤當(dāng)做物理內(nèi)存來用)，讓用戶程序以為有用不完的物理內(nèi)存。

同時，我們也討論了這個單一映射表的壞處，那就是映射表本身也占用了4MB的物理內(nèi)存空間。

為了解決這個問題，偉大的先驅(qū)者們又引入了多級映射表(頁目錄表和頁表)，我們下一篇文章再見！

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