关于linux:理论实例带你掌握Linux的页目录和页表

摘要：操作系统在加载用户程序的时候，不仅仅须要调配物理内存，来存放程序的内容；而且还须要调配物理内存，用来保留程序的页目录和页表。

本文分享自华为云社区《Linux 从头学 15：【页目录和页表】- 实践 + 实例 + 图文的最齐全、最接地气详解》，作者：道哥。

在 x86 零碎中，为了可能更加充沛、灵便的应用物理内存，把物理内存依照 4KB 的单位进行分页。

而后通过两头的映射表，把间断的虚拟内存空间，映射到离散的物理内存空间。映射表中的每一个表项，都指向一个物理页的开始地址。

然而这样的映射表有一个显著的毛病：映射表本身也是需保留在物理内存中的。

在 32 位零碎中，它应用了多达 4MB 的物理内存空间(每个表项 4 个字节，一共有 4G/4K 个表项)。

为了解决这个问题，x86 处理器应用了两级转换：页目录和页表。

这篇文章，咱们就从最根底的底层计算过程动手，把这个最重要的内存管理机制搞定，当前再学习更深刻的知识点时，就会更容易了解了。

在一个 32 位的零碎中，物理内存的最大可示意空间就是 0xFFFF_FFFF，也就是 4GB。

尽管理论装置的物理内存可能远远没有这么大，然而在设计内存管理机制的时候，还是须要依照最大的可寻址范畴来进行设计的。

依照一个物理页 4KB 的单位来划分，4GB 空间能够宰割为 1024 * 1024 个物理页:

在上一篇文章中，应用繁多的映射表来指向这些物理页，导致了映射表本身占据了太多的物理内存空间。

一个用户程序中定义的几个段，可能实际上只应用了很小的空间，齐全用不到 4 GB。

然而依然须要为它调配多达 4GB 的物理内存空间来保留这个映射表，很节约。

为了解决这个问题，能够把这个繁多映射表拆分成 1024 个体积更小的映射表：

每一个映射表中，只有 1024 个表项，每一个表项依然指向一个物理页的起始地址;
一共应用 1024 个这样的映射表;

这样一来，1024(每个表中的表项个数) * 1024(表的个数)，依然能够笼罩 4GB 的物理内存空间。

这里的每一个表，就称作页表，所以一共有 1024 个页表。

一个页表中一共有 1024 个表项，每一个页表项占用 4 个字节，所以一个页表就占用 4KB 的物理内存空间，正好是一个物理页的大小。

兴许有的小伙伴就开始算账了：一个页表本身占用 4KB，那么 1024 个页表一共就占用了 4MB 的物理内存空间，依然是很多啊？

是的，从总数上看是这样，然而：一个应用程序是不可能齐全应用全副的 4GB 空间的，兴许只有几十个页表就能够了。

例如：一个用户程序的代码段、数据段、栈段，一共就须要 10 MB 的空间，那么应用 3 个页表就足够了，加上页目录，一共须要 16 KB 的空间。

计算过程：

每一个页表项指向一个 4KB 的物理页，那么一个页表中 1024 个页表项，一共能笼罩 4MB 的物理内存;

那么 10MB 的程序，向上对齐取整之后(4MB 的倍数，就是 12 MB)，就须要 3 个页表就能够了。

记住上图中的一句话：一个页表，能够笼罩 4MB 的物理内存空间(1024 * 4 KB)。

页表中，每一个表项的格局如下：

留神上面的这几个属性：

P(Present): 存在位。1 – 物理页存在; 0 – 物理页不存在;

RW(Read/Write): 读 / 写位。1 – 这个物理页可读可写; 0 – 这个物理页只可读;

D(Dirty): 脏位。示意这个物理页中的数据是否被写过;

当初，每一个物理页，都被一个页表中的一个表项来指向了，那么这 1024 个页表的地址，应该怎么来治理呢？

答案是：页目录表！

顾名思义：在页目录中，每一个表项指向一个页表的开始地址(物理地址)。

操作系统在加载用户程序的时候，不仅仅须要调配物理内存，来存放程序的内容;

而且还须要调配物理内存，用来保留程序的页目录和页表。

再来算算账：

方才说过：每一个页表笼罩 4MB 的内存空间，那么页目录中一共有 1024 个表项，指向 1024 个页表的物理地址。

那么页目录能笼罩的内存空间就是 1024 * 4MB，也就是 4GB，正好是 32 位地址的最大寻址范畴。

页目录中，每一个表项的格局如下：

其中的属性字段，与页表中的属性相似，只不过它的形容对象是页表。

还有一点：每一个用户程序都有本人的页目录和页表！下文有具体阐明。

当初，所有页表的物理地址被页目录表项指向了，那么页目录的物理地址，处理器是怎么晓得的呢？

答案就是：CR3 寄存器，也叫做: PDBR(Page Table Base Register)。

这个寄存器中，保留了以后正在执行的那个工作的页目录地址。

每个工作 (程序) 都有本人的页目录和页表，页目录表的地址被记录在工作的 TSS 段中。

当操作系统调度工作的时候，处理器就会找到行将执行的新工作的 TSS 段信息，而后把新工作的页目录开始地址更新到 CR3 寄存器中。

当新工作的指令开始被执行时，处理器在获取指令、操作数据时，操作的是线性地址。

页处理单元就会从 CR3 寄存器中保留的页目录表开始，把这个线性地址最终转换成物理地址。

当然，处理器中还有一个快表，用来放慢从线性地址到物理地址的转换过程。

CR3 寄存器的格局如下：

顺便把官网上的其余几个管制寄存器都贴出来：

其中，CR0 寄存器的最高位 PG，就是开启页处理单元的开关。

也即是说：

当零碎上电之后，刚开始的地址寻址形式始终是 [段: 偏移地址] 的形式。

当启动代码筹备好页目录和页表之后，就能够设置 CR0.PG = 1。

此时，处理器中的页处理单元就开始工作了：面对任何一个线性地址，都要通过页处理单元之后，才失去一个物理地址。

在之前的文章中，介绍过一个用户程序被操作系统加载的全过程，简述如下：

读取程序 header 信息，解析出程序的总长度，从工作本人的虚拟内存中调配一块足够的间断空间;
调配一个闲暇物理页，用作程序的页目录，页目录的地址会记录在稍后创立的 TSS 段中;
应用虚拟内存中的线性地址，调配一个物理页(4 KB)，注销到页目录和页表中;
从硬盘上读取 8 个扇区的数据(每个扇区 512 字节)，寄存到方才调配的物理页中;
检查程序内容是否读取结束：是 - 进入第 6 步；否 - 返回到第 3 步;
为用户程序创立一些必要的内核数据结构，比方：TSS、TCB/PCB 等等;
为用户程序创立 LDT，并且在其中创立每一个段描述符;
把操作系统的页目录中高端地址局部的表项，复制给用户程序的页目录表。

这样的话，所有用户程序的页目录中，高端地址的表项都指向雷同的页表地址，就达到了共享“操作系统空间”的目标。

这里次要聊一下第 3 步，假如用户程序文件在硬盘上的长度是 20 MB，电脑中理论装置的物理内存是 1 GB。

能够先计算一下：页目录中，每一个表项笼罩的空间是 4 MB，那么 20 MB 的数据，须要 5 个表项就能够了。

在初始状态，页目录中的所有表项都是空的，其中的 P 位都是为 0，示意页表不存在。

操作系统首先从虚拟内存中，调配一块 20 MB 的空间，假如从 1 GB（0x4000_0000）的地址处开始吧，这个地址是线性地址。

也就是说把应用程序的文件读取到内存中，从地址 0x4000_0000 开始寄存，向高地址方向增长。

留神：在“平坦”型分段模型下，线性地址等于虚拟地址。

0x4000_0000 = 0100_0000_0000_0000___0000_0000_0000_0000

前 10 位示意该线性地址在页目录中的索引，两头 10 位示意页表中的索引，最初 12 位示意物理页中的偏移地址。

因而，前 10 位就是 0100_0000_00，示意这个线性地址位于页目录中的第 256 个表项：

操作系统发现这个表项中为空，没有指向任何一个页表。

于是就从物理内存中，找一个闲暇的物理页，用作页目录中第 256 个表项指向的页表。

留神：这个物理页是用作页表，而不是用作存储用户程序文件。

假如在物理内存上 128 MB (0x0800_0000)的地址处，找到一个闲暇的物理页，用作这个页表。

把页表中的 1024 个表项全副清空，并且把页表的物理地址 0x0800_0000，注销在页目录中的第 256 个表项中：0x08000（上图黄色局部）。

为什么不是 0x0800_0000？

因为一个物理页的地址肯定是 4KB 对齐的(最初的 12 位全副为 0)，所以页目录的表项中只须要记录页表地址的高 20 位即可。

当初，页表也有了，上面就是调配一个物理页来存储程序的内容。

假如在方才那个物理页 (用作页表的那个) 的下面，又找到一个闲暇的物理页，地址是：0x0800_1000。

此时，这个用于存放程序内容的物理页的地址，就须要记录在页表的一个表项中了。

那么应该记录在页表中的什么地位呢？也就是应该注销在哪一个表项中呢？

须要依据线性地址的两头 10 位来确定：

0x4000_0000 = 0100_0000_0000_0000___0000_0000_0000_0000

两头 10 位的全副是 0，阐明索引值就是 0，也就是说页表中的第 0 个表项，保留这个物理页的地址，如下图所示：

一个物理页的地址肯定是 4KB 对齐的(最初的 12 位全副为 0)，所以只须要记录物理页地址的高 20 位即可。

用于存储程序文件内容的物理页调配好了，上面就开始从硬盘中读取程序文件的内容了。

一个物理页的大小是 4 KB，硬盘上一个扇区的大小是 512 B，那么从硬盘上间断读取 8 个扇区的数据就能够把一个物理页写满。

方才曾经假如：用户程序文件在硬盘上的长度是 20 MB。

当读取了一个物理页的内容后，通过计算发现用户程序内容还没有读取完，于是持续反复以上流程。

线性地址减少 4KB：0x4000_1000 = 0100_0000_0000_0000___0001_0000_0000_0000;
前 10 位没有变，依然是页目录中的第 256 个表项，发现这个表项指向的页表曾经存在了，于是就不必再调配物理页用作页表了;
调配一个闲暇物理页，用于存放程序内容，假如在 0x0100_4000 处找到一个，把这个地址注销在页表中;

此时，线性地址的两头 10 位的索引值是 1，所以注销在页表中的第 1 个表项。

从硬盘上读取 8 个扇区的数据，写入这个物理页;

因为页目录中一个表项所笼罩的范畴是 4 MB(也就是一个页表中 1024 个表项所指向的物理页空间的总和)。

所以当读取了 4 MB 的程序内容之后，这个页表中的所有表项就被填满了。

此时，读取的程序内容所占用的【线性地址】空间是：0x4000_0000 ~ 0x403F_FFFF。

上面再持续读取新内容时，就从 0x4040_0000 这个线性地址处开始寄存，读取过程与下面都是一样的：

0x4040_0000 = 0100_0000_0100_0000___0000_0000_0000_0000，前 10 位的索引值是 257;

发现 257 这个表项为空，于是调配一个闲暇的物理页，用作页表;
调配一个物理页，用作存储程序文件的内容，并把这个物理页的地址记录在页表中;

线性地址 0x4040_0000 的两头 10 位的索引值是 0，所以注销在页表的第一个表项中;

前面的过程就不再唠叨了，一样一样的~~

最终的页目录和页表的布局，相似上面这张图：

如果了解了上一个主题的内容，那么局部应该就能够不必再看了，因为它俩是相同的过程，而且查找过程更简略一些。

依然持续咱们的假如：

用户程序的长度是 20 MB，寄存在虚拟内存 0x4000_0000 ~ 0x4140_0000 (线性地址)这段空间内;
代码段的长度是 8 MB，从虚拟内存的 0x40C0_0000 处开始寄存;

也就是如下图所示：

当初，用户程序的内容曾经全副读取到内存中了，页目录、页表全副都安顿得当了。

在页目录表中，一共有 5 个表项，正好示意这 20MB 的地址空间。

其中，8 MB 的代码所存储的物理页地址，注销在页目录表中的 259 和 260 这两个表项中(上图右侧的绿色表项)。

指标：处理器在执行代码时，遇到一个线性地址 0x4100_8800，页处理单元须要把它转换失去物理地址。

0x4100_8800 = 0100_0001_0000_0000___1000_1000_0000_0000

首先，依据线性地址的前 10 位(0100_0001_00)，失去它在页目录中的索引值为 260。

这个表项中记录的页表地址为 0x08040，因为页表地址的低 12 位肯定是 bit0，因而这个页表的地址就是 0x0804_0000。

页目录表的开始地址，必定是从 CR3 寄存器获取的;

而后，依据线性地址的两头 10 位(00_0000___1000)，失去页表中的索引值为 8。

这个表项中记录的物理页地址为 0x02004，补上低位的 12 个 bit0，就失去物理页的开始地址是 0x0200_4000。

最初，依据线性地址的最初 12 位(1000_0000_0000)，失去它在物理页的偏移量 2048。

也就是说：从物理页的开始地址 (0x0200_4000)，偏移 2048 个字节的中央，就是这个线性地址(0x4100_8080) 对应的物理地址(0x0200_4800)。

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关于linux:理论实例带你掌握Linux的页目录和页表

1. 页表的拆分过程

2. 页目录构造

3. 几个相干的寄存器

4. 加载用户程序时: 页目录、页表的调配和填充过程

5. 线性地址到物理地址的查找、计算实例