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Linux从头学15:【页目录和页表】-理论 + 实例 + 图文的最完全、最接地气详解


作 者:道哥,10+年嵌入式开发老兵,专注于:C/C++、嵌入式、Linux。

文章目录

  • ​​页表的拆分过程​​
  • ​​页目录结构​​
  • ​​几个相关的寄存器​​
  • ​​加载用户程序时: 页目录、页表的分配和填充过程​​
  • ​​线性地址到物理地址的查找、计算实例​​



​x86​​系统中,为了能够更加充分、灵活的使用

物理内存,把物理内存按照 ​​4KB​​的单位进行分页。

然后通过中间的映射表,把连续的虚拟内存空间,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。

但是这样的映射表有一个明显的缺点:映射表自身也是需保存在物理内存中的。

在 32 位系统中,它使用了多达​​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​​处理器使用了两级转换:页目录和页表。

这篇文章,我们就从最基础的底层计算过程入手,把这个最重要的内存管理机制搞定,以后再学习更深入的知识点时,就会更容易理解了。

页表的拆分过程

在一个​​32​​​位的系统中,物理内存的最大可表示空间就是​​0xFFFF_FFFF​​​,也就是​​4GB​​。

虽然实际安装的物理内存可能远远没有这么大,但是在设计内存管理机制的时候,还是需要按照最大的可寻址范围来进行设计的。

按照一个物理页​​4KB​​​的单位来划分,​​4GB​​​空间可以分割为​​1024 * 1024​​个物理页:

Linux从头学15:【页目录和页表】-理论 + 实例 + 图文的最完全、最接地气详解_内存管理

在上一篇文章中,使用单一的映射表来指向这些物理页,导致了映射表自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,可能实际上只使用了很小的空间,完全用不到 4 GB。

但是仍然需要为它分配多达 4GB 的物理内存空间来保存这个映射表,很浪费。

为了解决这个问题,可以把这个单一映射表拆分成​​1024​​个体积更小的映射表:

  1. 每一个映射表中,只有 1024 个表项,每一个表项仍然指向一个物理页的起始地址;
  2. 一共使用 1024 个这样的映射表;

Linux从头学15:【页目录和页表】-理论 + 实例 + 图文的最完全、最接地气详解_linux_02

这样一来,1024(每个表中的表项个数) * 1024(表的个数),仍然可以覆盖​​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。

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

是的,从总数上看是这样,但是:一个应用程序是不可能完全使用全部的 4GB 空间的,也许只要几十个页表就可以了。

例如:一个用户程序的代码段、数据段、栈段,一共就需要​​10 MB​​​的空间,那么使用​​3​​​个页表就足够了,加上页目录,一共需要​​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,一共能覆盖 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),就需要 3 个页表就可以了。

Linux从头学15:【页目录和页表】-理论 + 实例 + 图文的最完全、最接地气详解_linux_03

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

页表中,每一个表项的格式如下:

Linux从头学15:【页目录和页表】-理论 + 实例 + 图文的最完全、最接地气详解_操作系统_04

注意下面的这几个属性:

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。表示这个物理页中的数据是否被写过;

页目录结构

现在,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,应该怎么来管理呢?

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,不仅仅需要分配物理内存,来存放程序的内容;

而且还需要分配物理内存,用来保存程序的页目录和页表。

Linux从头学15:【页目录和页表】-理论 + 实例 + 图文的最完全、最接地气详解_操作系统_05

再来算算账:

刚才说过:每一个页表覆盖​​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。

那么页目录能覆盖的内存空间就是​​1024 * 4MB​​​,也就是​​4GB​​​,正好是​​32​​位地址的最大寻址范围。

页目录中,每一个表项的格式如下:

Linux从头学15:【页目录和页表】-理论 + 实例 + 图文的最完全、最接地气详解_用户程序_06

其中的属性字段,与页表中的属性类似,只不过它的描述对象是页表。

还有一点:每一个用户程序都有自己的页目录和页表!下文有详细说明。

几个相关的寄存器

现在,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,处理器是怎么知道的呢?

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

这个寄存器中,保存了当前正在执行的那个任务的页目录地址。

每个任务(程序)都有自己的页目录和页表,页目录表的地址被记录在任务的​​TSS​​段中。

当操作系统调度任务的时候,处理器就会找到即将执行的新任务的 ​​TSS​​​段信息,然后把新任务的页目录开始地址更新到​​CR3​​寄存器中。

当新任务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​​ 寄存器中保存的页目录表开始,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,用来加快从线性地址到物理地址的转换过程。

​CR3​​寄存器的格式如下:

Linux从头学15:【页目录和页表】-理论 + 实例 + 图文的最完全、最接地气详解_页表_07

顺便把官网上的其他几个控制寄存器都贴出来:

Linux从头学15:【页目录和页表】-理论 + 实例 + 图文的最完全、最接地气详解_操作系统_08

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:

当系统上电之后,刚开始的地址寻址方式一直是 [段:偏移地址] 的方式。

当启动代码准备好页目录和页表之后,就可以设置 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,都要经过页处理单元之后,才得到一个物理地址。

加载用户程序时: 页目录、页表的分配和填充过程

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:

  1. 读取程序 header 信息,解析出程序的总长度,从任务自己的虚拟内存中分配一块足够的连续空间;
  2. 分配一个空闲物理页,用作程序的页目录,页目录的地址会记录在稍后创建的 TSS 段中;
  3. 使用虚拟内存中的线性地址,分配一个物理页(4 KB),登记到页目录和页表中;
  4. 从硬盘上读取 8 个扇区的数据(每个扇区 512 字节),存放到刚才分配的物理页中;
  5. 检查程序内容是否读取完毕:是-进入第 6 步;否-返回到第 3 步;
  6. 为用户程序创建一些必要的内核数据结构,比如:TSS、TCB/PCB 等等;
  7. 为用户程序创建 LDT,并且在其中创建每一个段描述符;
  8. 把操作系统的页目录中高端地址部分的表项,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相同的页表地址,就达到了共享“操作系统空间”的目的。

这里主要聊一下第​​3​​​步,假设用户程序文件在硬盘上的长度是​​20 MB​​​,电脑中实际安装的物理内存是​​1 GB​​。

可以先计算一下:页目录中,每一个表项覆盖的空间是 4 MB,那么 20 MB的数据,需要 5 个表项就可以了。

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​​,表示页表不存在。

操作系统首先从虚拟内存中,分配一块​​20 MB​​​的空间,假设从​​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​​开始存放,向高地址方向增长。

注意: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​​​位表示该线性地址在页目录中的索引,中间​​10​​​位表示页表中的索引,最后​​12​​位表示物理页中的偏移地址。

因此,前​​10​​​位就是 ​​0100_0000_00​​​,表示这个线性地址位于页目录中的第​​256​​个表项:

Linux从头学15:【页目录和页表】-理论 + 实例 + 图文的最完全、最接地气详解_操作系统_09

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,找一个空闲的物理页,用作页目录中第​​256​​个表项指向的页表。

注意:这个物理页是用作页表,而不是用作存储用户程序文件。

假设在物理内存上​​128 MB (0x0800_0000)​​的地址处,找到一个空闲的物理页,用作这个页表。

Linux从头学15:【页目录和页表】-理论 + 实例 + 图文的最完全、最接地气详解_内存管理_10

把页表中的​​1024​​​个表项全部清空,并且把页表的物理地址​​0x0800_0000​​​,登记在页目录中的第​​256​​​个表项中:​​0x08000​​(上图黄色部分)。

为什么不是 ​​0x0800_0000​​?

因为一个物理页的地址一定是​​4KB​​​对齐的(最后的​​12​​​位全部为​​0​​),所以页目录的表项中只需要记录页表地址的高 20 位即可。

现在,页表也有了,下面就是分配一个物理页来存储程序的内容。

假设在刚才那个物理页(用作页表的那个)的上面,又找到一个空闲的物理页,地址是:​​0x0800_1000​​。

此时,这个用于存放程序内容的物理页的地址,就需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位置呢?也就是应该登记在哪一个表项中呢?

需要根据线性地址的中间 10 位来确定:

​0x4000_0000 = 0100_0000_0000_0000___0000_0000_0000_0000​

中间​​10​​​位的全部是​​0​​​,说明索引值就是​​0​​​,也就是说页表中的第​​0​​个表项,保存这个物理页的地址,如下图所示:

Linux从头学15:【页目录和页表】-理论 + 实例 + 图文的最完全、最接地气详解_页表_11

一个物理页的地址一定是​​4KB​​​对齐的(最后的​​12​​​位全部为​​0​​),所以只需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分配好了,下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​​​,那么从硬盘上连续读取​​8​​个扇区的数据就可以把一个物理页写满。

刚才已经假设: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,于是继续重复以上流程。

  1. 线性地址增加 4KB:0x4000_1000 = 0100_0000_0000_0000___0001_0000_0000_0000;
  2. 前 10 位没有变,仍然是页目录中的第 256 个表项,发现这个表项指向的页表已经存在了,于是就不用再分配物理页用作页表了;
  3. 分配一个空闲物理页,用于存放程序内容,假设在 0x0100_4000处找到一个,把这个地址登记在页表中;

此时,线性地址的中间 10 位的索引值是 1,所以登记在页表中的第 1 个表项。

  1. 从硬盘上读取 8 个扇区的数据,写入这个物理页;

Linux从头学15:【页目录和页表】-理论 + 实例 + 图文的最完全、最接地气详解_页表_12

因为页目录中一个表项所覆盖的范围是​​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​​。

下面再继续读取新内容时,就从 ​​0x4040_0000​​ 这个线性地址处开始存放,读取过程与上面都是一样的:

  1. 确定页目录表项:

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

  1. 发现 257 这个表项为空,于是分配一个空闲的物理页,用作页表;
  2. 分配一个物理页,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 的中间 10 位的索引值是 0,所以登记在页表的第一个表项中;

后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,类似下面这张图:

Linux从头学15:【页目录和页表】-理论 + 实例 + 图文的最完全、最接地气详解_linux_13

线性地址到物理地址的查找、计算实例

如果理解了上一个主题的内容,那么部分应该就可以不用再看了,因为它俩是相反的过程,而且查找过程更简单一些。

仍然继续我们的假设:

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

也就是如下图所示:

Linux从头学15:【页目录和页表】-理论 + 实例 + 图文的最完全、最接地气详解_页表_14

现在,用户程序的内容已经全部读取到内存中了,页目录、页表全部都安排妥当了。

在页目录表中,一共有 5 个表项,正好表示这​​20MB​​的地址空间。

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

目标:处理器在执行代码时,遇到一个线性地址​​0x4100_8800​​,页处理单元需要把它转换得到物理地址。

Linux从头学15:【页目录和页表】-理论 + 实例 + 图文的最完全、最接地气详解_内存管理_15

​0x4100_8800 = 0100_0001_0000_0000___1000_1000_0000_0000​

首先,根据线性地址的前 10 位(​​0100_0001_00​​​),得到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​​​位一定是​​bit0​​​,因此这个页表的地址就是​​0x0804_0000​​。

页目录表的开始地址,肯定是从 CR3 寄存器获取的;

然后,根据线性地址的中间 10 位(​​00_0000___1000​​​),得到页表中的索引值为​​8​​。

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

最后,根据线性地址的最后 12 位(​​1000_0000_0000​​​),得到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​​​个字节的地方,就是这个线性地址(​​0x4100_8080​​​)对应的物理地址(​​0x0200_4800​​)。

大功告成!



------ End ------


关于虚拟地址到物理地址的转换、页目录和页表的查找过程,基本就讨论结束了。

不知道客官您是否已经酒足饭饱?

下周再写一篇对页目录和页表自身的“元操作”,这个系列文章就基本结束了。

如果还满意的话,请您鼓励一下,点个赞,转发给朋友圈中的技术小伙伴,这也是对我最大的鼓励,非常感谢!

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