IT工程師數位筆記本

今天在思考一個可能由page table引發的Linux操作系統內存報警問題時發現基礎知識缺失的太多，因此找了幾本操作系統相關的書復習了一下，在這里記下來。

首先上一幅32位尋址空間的虛擬地址結構圖：（僅適用于一級頁表，頁面大小為4KB）

前12位表示頁內偏移量，后20位表示頁號，可尋址2^20=1M個頁，假如頁面大小為4KB，那么就能尋址4GB的虛擬地址。

那么這樣一個32位的虛擬地址是如何轉換為物理地址的呢？

下圖說明了一切：

圖1.分頁系統的地址變換機構 --摘自《計算機操作系統》湯小丹版

尋址步驟解析：

1.首先假設虛擬地址為A，頁面大小為L，則可以通過以下公式迅速計算出相應的頁號P和頁內偏移量d：

P=INT [A/L] --除法取整
d=A%L  --求余

2.得到P和d之后，使用P與頁表寄存器中的寄存的頁表始址（一個物理地址），進行邏輯運算得到頁表項的具體位置。（其實就是通過頁表始址找到頁表頁，再在里邊找到頁號）

3.在此頁表項中取到后半截的塊號--通過塊號得到塊的物理始址，通過這個物理始址與頁內偏移量相加得到真正的物理地址。

整個過程很簡單，就兩個加法，兩次尋址。

舉例說明：

一個頁表的結構如下所示：（這里省了標識頁表的始址，直接給了頁表的內容）

頁號    塊號
0        3
1        2
2        0
3        1

假設有一個虛擬地址0x000B,頁面大小為4KB（0x1000），那么：

1.P=0x000B/0x1000=0; d=0x000B%0x1000=0x000B;因此頁號為0，頁內偏移量為0x000B

2.通過與寄存器的邏輯運算找到如上頁面的0頁號，發現0號對應物理塊號是3

3.3*0x1000+0x000B=0x300B

因此真實的物理地址就是0x300B。

拓展知識：

由于頁表空間必須是連續的內存地址，這樣的開銷在32位分頁系統中幾乎是不可接受的，因此我們一般采用如下兩種辦法解決此問題：

1.多級頁表，即頁表的頁表，這樣頁表可以離散的分布于內存之中，不必是連續內存，64位尋址空間的分頁系統常見3級頁表，32位的常見兩級頁表。

2.只緩存一部分的頁表，其他頁表部分在外存中，根據需要調入，這樣解決了頁表空間占用的問題；對于多級頁表，其外部頁表必須調入內存，頁表則可以只緩存一部分。

現在常見的64位操作系統一般采用多級頁表的方式，大多數為3級頁表，其實就是頁表3級索引，因此CPU多出了2個頁表寄存器來記錄多級頁表的物理始址，但是本質與一級頁表尋址方式類似。

自2.6.11內核版本以來，Linux采用4級頁表的分頁方式（9+9+9+12）。

在64位分頁系統中，由于可尋址范圍已經大大擴展，因此所有的頁目錄和頁表都已被存入內存。

對于用戶空間和內核空間，以及高端內存、低端內存還有線性映射、非線性映射等概念，在64位分頁系統中應當全部舍棄，除非你是研究內核的。

最后再放一個段頁式邏輯地址-->線性地址（虛擬地址）-->物理地址的轉換圖：