linux記憶體管理---實體地址、線性地址、虛擬地址、邏輯地址之間的轉換
阿新 • • 發佈：2019-01-23
CPU的頁式記憶體管理單元，負責把一個線性地址，最終翻譯為一個實體地址。從管理和效率的角度出發，線性地址被分為以固定長度為單位的組，稱為頁(page)，例如一個32位的機器，線性地址最大可為4G，可以用4KB為一個頁來劃分，這頁，整個線性地址就被劃分為一個tatol_page[2^20]的大陣列，共有2的20個次方個頁。這個大陣列我們稱之為頁目錄。目錄中的每一個目錄項，就是一個地址——對應的頁的地址。
另一類“頁”，我們稱之為物理頁，或者是頁框、頁楨的。是分頁單元把所有的實體記憶體也劃分為固定長度的管理單位，它的長度一般與記憶體頁是一一對應的。
這裡注意到，這個total_page陣列有2^20個成員，每個成員是一個地址（32位機，一個地址也就是4位元組），那麼要單單要表示這麼一個數組，就要佔去4MB的記憶體空間。為了節省空間，引入了一個二級管理模式的機器來組織分頁單元。文字描述太累，看圖直觀一些：
如上圖，
1、分頁單元中，頁目錄是唯一的，它的地址放在CPU的cr3暫存器中，是進行地址轉換的開始點。萬里長征就從此長始了。
2、每一個活動的程序，因為都有其獨立的對應的虛似記憶體（頁目錄也是唯一的），那麼它也對應了一個獨立的頁目錄地址。——執行一個程序，需要將它的頁目錄地址放到cr3暫存器中，將別個的儲存下來。
3、每一個32位的線性地址被劃分為三部份，頁目錄索引(10位)：頁表索引(10位)：偏移(12位)
依據以下步驟進行轉換：
1、從cr3中取出程序的頁目錄地址（作業系統負責在排程程序的時候，把這個地址裝入對應暫存器）；
2、根據線性地址前十位，在陣列中，找到對應的索引項，因為引入了二級管理模式，頁目錄中的項，不再是頁的地址，而是一個頁表的地址。（又引入了一個數組），頁的地址被放到頁表中去了。
3、根據線性地址的中間十位，在頁表（也是陣列）中找到頁的起始地址；
4、將頁的起始地址與線性地址中最後12位相加，得到最終我們想要的葫蘆；
這個轉換過程，應該說還是非常簡單地。全部由硬體完成，雖然多了一道手續，但是節約了大量的記憶體，還是值得的。那麼再簡單地驗證一下：
1、這樣的二級模式是否仍能夠表示4G的地址；
頁目錄共有：2^10項，也就是說有這麼多個頁表
每個目表對應了：2^10頁；
每個頁中可定址：2^12個位元組。
還是2^32 = 4GB
2、這樣的二級模式是否真的節約了空間；
按<深入理解計算機系統>中的解釋,二級模式空間的節約是從兩個方面實現的:
A、如果一級頁表中的一個頁表條目為空，那麼那所指的二級頁表就根本不會存在。這表現出一種巨大的潛在節約，因為對於一個典型的程式，4GB虛擬地址空間的大部份都會是未分配的；
B、只有一級頁表才需要總是在主存中。虛擬儲存器系統可以在需要時建立，並頁面調入或調出二級頁表，這就減少了主存的壓力。只有最經常使用的二級頁表才需要快取在主存中。——不過Linux並沒有完全享受這種福利，它的頁表目錄和與已分配頁面相關的頁表都是常駐記憶體的。
值得一提的是，雖然頁目錄和頁表中的項，都是4個位元組，32位，但是它們都只用高20位，低12位遮蔽為0——把頁表的低12遮蔽為0，是很好理解的，因為這樣，它剛好和一個頁面大小對應起來，大家都成整數增加。計算起來就方便多了。但是，為什麼同時也要把頁目錄低12位遮蔽掉呢？因為按同樣的道理，只要遮蔽其低10位就可以了，不過我想，因為12>10，這樣，可以讓頁目錄和頁表使用相同的資料結構，方便。
本貼只介紹一般性轉換的原理，擴充套件分頁、頁的保護機制、PAE模式的分頁這些麻煩點的東東就不囉嗦了……可以參考其它專業書籍。
另一類“頁”，我們稱之為物理頁，或者是頁框、頁楨的。是分頁單元把所有的實體記憶體也劃分為固定長度的管理單位，它的長度一般與記憶體頁是一一對應的。
這裡注意到，這個total_page陣列有2^20個成員，每個成員是一個地址（32位機，一個地址也就是4位元組），那麼要單單要表示這麼一個數組，就要佔去4MB的記憶體空間。為了節省空間，引入了一個二級管理模式的機器來組織分頁單元。文字描述太累，看圖直觀一些：
如上圖，
1、分頁單元中，頁目錄是唯一的，它的地址放在CPU的cr3暫存器中，是進行地址轉換的開始點。萬里長征就從此長始了。
2、每一個活動的程序，因為都有其獨立的對應的虛似記憶體（頁目錄也是唯一的），那麼它也對應了一個獨立的頁目錄地址。——執行一個程序，需要將它的頁目錄地址放到cr3暫存器中，將別個的儲存下來。
3、每一個32位的線性地址被劃分為三部份，頁目錄索引(10位)：頁表索引(10位)：偏移(12位)
依據以下步驟進行轉換：
1、從cr3中取出程序的頁目錄地址（作業系統負責在排程程序的時候，把這個地址裝入對應暫存器）；
2、根據線性地址前十位，在陣列中，找到對應的索引項，因為引入了二級管理模式，頁目錄中的項，不再是頁的地址，而是一個頁表的地址。（又引入了一個數組），頁的地址被放到頁表中去了。
3、根據線性地址的中間十位，在頁表（也是陣列）中找到頁的起始地址；
4、將頁的起始地址與線性地址中最後12位相加，得到最終我們想要的葫蘆；
這個轉換過程，應該說還是非常簡單地。全部由硬體完成，雖然多了一道手續，但是節約了大量的記憶體，還是值得的。那麼再簡單地驗證一下：
1、這樣的二級模式是否仍能夠表示4G的地址；
頁目錄共有：2^10項，也就是說有這麼多個頁表
每個目表對應了：2^10頁；
每個頁中可定址：2^12個位元組。
還是2^32 = 4GB
2、這樣的二級模式是否真的節約了空間；
按<深入理解計算機系統>中的解釋,二級模式空間的節約是從兩個方面實現的:
A、如果一級頁表中的一個頁表條目為空，那麼那所指的二級頁表就根本不會存在。這表現出一種巨大的潛在節約，因為對於一個典型的程式，4GB虛擬地址空間的大部份都會是未分配的；
B、只有一級頁表才需要總是在主存中。虛擬儲存器系統可以在需要時建立，並頁面調入或調出二級頁表，這就減少了主存的壓力。只有最經常使用的二級頁表才需要快取在主存中。——不過Linux並沒有完全享受這種福利，它的頁表目錄和與已分配頁面相關的頁表都是常駐記憶體的。
值得一提的是，雖然頁目錄和頁表中的項，都是4個位元組，32位，但是它們都只用高20位，低12位遮蔽為0——把頁表的低12遮蔽為0，是很好理解的，因為這樣，它剛好和一個頁面大小對應起來，大家都成整數增加。計算起來就方便多了。但是，為什麼同時也要把頁目錄低12位遮蔽掉呢？因為按同樣的道理，只要遮蔽其低10位就可以了，不過我想，因為12>10，這樣，可以讓頁目錄和頁表使用相同的資料結構，方便。
本貼只介紹一般性轉換的原理，擴充套件分頁、頁的保護機制、PAE模式的分頁這些麻煩點的東東就不囉嗦了……可以參考其它專業書籍。