文章目錄

• 1. 為什么會有分頁機制？
• 2. 從虛擬地址到物理地址
• 3. 簡單的分頁模型
• 4. 頁表和頁目錄
• • 4.1 層次化的分頁結(jié)構(gòu)
  • 4.2 頁表
  • 4.3 頁目錄
• 5. 地址變換的具體過程

1. 為什么會有分頁機制？

有些資料說是為了實現(xiàn)“虛擬內(nèi)存”，真的是這樣嗎？如果沒有分頁機制，能否實現(xiàn)“虛擬內(nèi)存”？答案是肯定的。

當同時運行的任務很多時，內(nèi)存可能就不夠用。

如圖所示，每個段描述符都有 AVL 位（簡稱 A 位），用于表示一個段最近是否被訪問過（準確地說是表明從上次操作系統(tǒng)清零該位后一個段是否被訪問過）。

當創(chuàng)建描述符的時候，應該把 A 位清零。之后，每當該段被訪問時，準確地說是處理器把這個段的段選擇符加載進段寄存器時，CPU 就將該位置“1”；對該位的清零是由操作系統(tǒng)負責的，通過定期監(jiān)視該位的狀態(tài)，就可以統(tǒng)計出該段的使用頻率（比如，每 1 秒鐘查看一次，一旦置位就清零，統(tǒng)計 10 秒鐘內(nèi)被置位了多少次，次數(shù)越多說明使用越頻繁）。當內(nèi)存空間緊張時，可以把不經(jīng)常使用的段退避到硬盤上，從而實現(xiàn)虛擬內(nèi)存管理。

當某個段被換出到磁盤時，操作系統(tǒng)應該將這個段的描述符的 P 位清零。過上一段時間，當再次訪問這個段時，因為它的描述符的 P 位是 0，處理器就會引發(fā)段不存在異常（中斷號 11）。這類中斷通常是由操作系統(tǒng)處理的，它會用同樣的方法騰出空間，然后把這個段從磁盤調(diào)入內(nèi)存。當這類中斷返回時，處理器會再次執(zhí)行引發(fā)異常的那條指令，這時候段已經(jīng)在內(nèi)存中（P=1），于是程序又可以繼續(xù)執(zhí)行了。

由此可見，即使沒有分頁機制，利用“分段”也可以實現(xiàn)“虛擬內(nèi)存”。

但是，因為段的長度不固定，在段的換入換出時會產(chǎn)生外部碎片，這樣就浪費了很多內(nèi)存。為了解決這個問題，從 80386 處理器開始，引入了分頁機制。分頁機制簡單來說，是用長度固定的頁來代替長度不定的段，以解決因段的長度不同帶來的內(nèi)存空間管理變得復雜的問題。

盡管操作系統(tǒng)也可以利用純軟件來實施固定長度的內(nèi)存分配，但是過于復雜。由處理器固件來做這件事情，可以省去很多麻煩，速度也可以提高。

總結(jié)一下，引入分頁機制并不是為了實現(xiàn)虛擬內(nèi)存，而是為了解決內(nèi)存碎片的問題。

2. 從虛擬地址到物理地址

分頁機制是 80x86 內(nèi)存管理機制的第二部分。分段機制把邏輯地址轉(zhuǎn)換成線性地址，而分頁機制則把線性地址轉(zhuǎn)換成物理地址。

分頁機制會把線性地址空間（段已映射到其中）劃分成頁面，然后這些線性地址空間的頁面被映射到物理地址空間的頁面上。如下圖所示：

80x86 使用 4K（2 的 12 次方）字節(jié)固定大小的頁面。每個頁面均是 4KB，且對齊于 4K 地址邊界處（地址的低 12 位全是 0）。

3. 簡單的分頁模型

4GB（2 的 32 次方）的線性地址空間可以劃分為 1048576（= 2 的 20 次方，即 1M）個頁面。為了根據(jù)線性地址找到對應的物理地址，操作系統(tǒng)必須維護一張表（如下圖所示）。

這個表暫且叫做“頁映射表”，它一共有 1048576 個表項，每個表項占 4 個字節(jié)，其內(nèi)容是某個頁的起始物理地址（共 32 比特，低 12 位全為 0）。

頁映射表是這樣使用的：因為頁的尺寸是 4KB，所以線性地址的低 12 位可以作為頁內(nèi)偏移，高 20 位可以用來索引一個表項，找到了這個表項，就找到了對應的物理頁。

具體可以參考我的博文：簡單的分頁模型

4. 頁表和頁目錄

4.1 層次化的分頁結(jié)構(gòu)

上文提到的頁映射表，一共有 1048576（=1M）個表項，每個表項占 4 個字節(jié)，所以表的大小是 4MB，在當時看來要占用相當一部分內(nèi)存。考慮到在實踐中，沒有哪個任務會真的用到所有表項，充其量只是很小一部分，所以內(nèi)存中放一個 4MB 的表格確實很浪費。也許你會建議，能不能先劃出一小片內(nèi)存，只存表格用到的部分，然后根據(jù)需要動態(tài)擴展。的確，這個方法可行。但是因為特殊原因（任務的 4GB 地址空間包括兩個部分：局部空間和全局空間。頁目錄的前半部分指向任務自己的頁表，后半部分則指向內(nèi)核的頁表。整個映射表的前一半對應全局地址空間，后一半對應局部地址空間），這張表從一開始就必須完全定義，所以不可避免地要占用 4MB 的內(nèi)存空間。為了解決這個問題，同時又不會浪費寶貴的內(nèi)存空間，處理器設(shè)計了層次化的分頁結(jié)構(gòu)。

4.2 頁表

4GB 的線性地址空間可以劃分為 1048576（2 的 20 次方，即 1M，也可以看成是 1024*1024）個頁面，所以，可以隨機地抽取這些頁面，每 1024 個頁面是一組，可以分成 1024 組。對于每組中 1024 個頁面的物理地址，按某種順序排列可以構(gòu)成一張表（每個表項都是一個頁面的物理地址），這個表就是頁表。頁表的大小是 1024*4B=4KB，剛好是一個物理頁的大小。

4.3 頁目錄

因為已經(jīng)分成了 1024 組，每組都有一個頁表（大小為 4KB），所以這 1024 個頁表又可以用一張表來指向，這就是頁目錄。類似于頁表，頁目錄共有 1024 個表項（稱作頁目錄項），**每個頁目錄項的內(nèi)容是某個頁表的物理地址。**頁表的大小是 1024*4B=4KB，剛好是一個物理頁的大小。

有人說，這樣不是更占內(nèi)存嗎？原來需要 4MB，現(xiàn)在存放 1024 個頁表就要 4MB，再加上一個頁目錄，還要 4KB，何苦呢？

這樣的層次化分頁結(jié)構(gòu)是每個任務都有的，或者說每個任務都有自己的頁目錄。在處理器內(nèi)部，有一個控制寄存器叫 CR3，存放著當前任務的頁目錄的物理地址，故 CR3 又叫做頁目錄基址寄存器（Page Directory Base Register，PDBR）.

每個任務都有自己的 TSS（Task-State Segment ，任務狀態(tài)段），其中就包括了 CR3 寄存器域，存放著任務自己的頁目錄的物理地址。當任務切換時，CR3 寄存器的內(nèi)容也會被更新，更新為新任務的頁目錄的物理地址。

頁目錄和頁表也是普通的頁，混跡于全部的物理頁中。它們和普通的頁沒有什么區(qū)別，無非就是功能不一樣。當任務被操作系統(tǒng)撤銷后，它們和任務所占用的普通的物理頁一樣會被回收。

頁目錄總是在物理內(nèi)存中，頁表可以在需要時再分配，這樣就大大節(jié)省了物理內(nèi)存。這就回答了前面的問題。

5. 地址變換的具體過程

具體怎么變換，還是用書上的例子來說明吧。
假設(shè)段部件輸出的線性地址是 0x00801050，如果沒有開啟分頁，那么這個地址就是物理地址；但是現(xiàn)在開啟了分頁，所以要經(jīng)過頁部件的轉(zhuǎn)換，才能得到物理地址。

處理器的頁部件專門負責線性地址到物理地址的轉(zhuǎn)換工作。它首先將 32 位的線性地址分成 3 段，分別是高 10 位，中間 10 位和低 12 位。高 10 位用來索引頁目錄，中間 10 位用來索引頁表，低 12 位作為頁內(nèi)偏移。

當前任務的頁目錄的物理地址在 CR3 寄存器中，假設(shè)是 0x0000_5000;

段部件輸出的線性地址是 0x0080_1050，按照高 10 位，中間 10 位和低 12 位分為三段，分別是0x002，0x001，0x050；

0x002 乘以 4（因為每個表項占 4 個字節(jié)）得到 0x008，作為偏移訪問頁目錄，得到了0x0800_1000，這就是頁表的物理地址，順著它找到頁表；

0x001 乘以 4（因為每個表項占 4 個字節(jié)）得到 0x004，作為偏移訪問頁表，得到了0x0000_c000,這就是我們要找的那個物理頁的起始地址。

0x050 作為頁內(nèi)偏移，和物理頁的起始地址 0x0000_c000相加，得到 0x0000_c050，這就是最終的物理地址。

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參考資料
【1】《x86匯編語言：從實模式到保護模式》（李忠，電子工業(yè)出版社）
【2】《Linux內(nèi)核完全剖析》（趙炯，機械工業(yè)出版社，2006）

總結(jié)

以上是生活随笔為你收集整理的x86分页机制详解的全部內(nèi)容，希望文章能夠幫你解決所遇到的問題。

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