分页机制-看了这篇文章还没彻底搞懂?我自罚三杯!
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篇首语:本文由小常识网(cha138.com)小编为大家整理,主要介绍了分页机制-看了这篇文章还没彻底搞懂?我自罚三杯!相关的知识,希望对你有一定的参考价值。
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终于开始介绍 分页机制了,作为一名
Linuxer
,大名鼎鼎的分页机制必须要彻底搞懂!
我就尽自己的最大努力,正确把我理解的分页机制,用图文形式彻底分解,希望对您有所帮助!
一共分 3 篇文章:
这篇文章主要介绍单映射表;
下一篇介绍两级映射(页目录和页表);
最后一篇介绍对映射表自身的操作。
分段存储的坏处
在之前的文章中,我们多次描写了一个段描述符的结构,其中就包括段的开始地址、界限和各种段的属性。
经过分段处理单元的权限检查和计算,这个开始地址加上偏移量,就是一个线性地址,如下图所示:
在 x86
系统中,分段机制是固有的,必须经过这个环节才能得到一个线性地址。
所以 Linux 系统中,为了“不使用”分段机制,但是又无法绕过,只好定义了“平坦”的分段模型。
在没有开启分页机制的情况下,分段单元输出的线性地址就等于物理地址。
这里就存在着一个重要的问题:从段的开始地址,一直到段空间的最后地址,这是一块连续的空间!
在这样的情况下,每一个用户程序中,包含的所有段,在物理内存上所对应的空间也必须是连续的,如下图:
因为每一个程序的代码、数据长度都是不确定、不一样的,按照这样的映射方式,物理内存将会被分割成各种离散的、大小不同的块。
经过一段运行时间之后,有些程序会退出,那么它们占据的物理内存空间可以被回收,但是,这些物理内存都是以很多碎片的形式存在。
如果这个时候操作系统想分配一块稍微大一些的连续空间,虽然空闲的物理内存空间总数是足够的,但是不连续啊,这就给物理内存带来极大的浪费!
怎么办?
现在的需求是:操作系统提供给用户的段空间必须是连续的,但是物理内存最好不要连续。
软件领域有一句经典名言:没有什么是不能通过增加一个抽象层解决的!
在内存管理上,新加的这一层就是虚拟内存:把物理内存按照一个固定的单位(4 KB
,称作一个物理页)进行分割,然后把连续的虚拟内存,映射到若干个不连续的物理内存页。
图中绿色的的映射表,就是用来把虚拟内存,映射到物理内存。
物理内存的管理
关于映射表的细节,下一个主题再聊,先来看一下操作系统对物理内存的状态管理。
在如今的一台 PC
机上,内存动辄就是是 8G/16G/32G
的配置,好像很充裕、随便用。
但是在 N 年以前,买一个 U 盘
都是按照 MB
为单位的,更别说内存了。
因此在那个时代,面对 MB
级别的物理内存,操作系统还能够把它虚拟成 4GB
的内存空间给用户程序使用,也是挺厉害的!
言归正传,在这篇文章中,我们就奢侈一点,假设可用的物理内存有 1GB
的空间。
当系统上电之后,Bios
会检查系统的各种硬件资源,并告诉操作系统,其中就包括这 1GB
的物理内存。
按照一个物理页的大小 4KB
进行划分,1 GB
的空间就是262144 (1GB / 4K)个物理页
。
操作系统需要对这些页进行管理,也就是维护它们的状态:哪些页正在被使用,哪些页空闲。
最简单、直观的方法,就是用一块连续的内存空间来描述每一个物理页的状态,每一个bit
位对应一个物理页:
bit = 1: 表示该物理页被使用;
bit = 0:表示该物理页空闲;
262144
个页需要262144
个bit
位,也就是32768
个字节。
那么对于1 GB
大小的物理内存来说,如下图所示:
利用map
结构,操作系统就知道当前: 哪些物理页正在被使用,哪些物理页是空闲的。
每一个物理页是 4KB,所以地址中最后 12 个 bit 都是 0;
map 结构本身也需要存储在物理内存中的,因此 32768 个字节,一共需要 8 个物理页来存储(32768 / 4 * 1024 = 8)。
映射表
在32
位系统中,虚拟内存的最大空间是4GB
,这是每一个用户程序都拥有的虚拟内存空间。
实际上,操作系统都会把虚拟内存的高地址部分,用作操作系统,低地址部分留给用户程序使用;
Linux 系统中,高地址的 1GB 空间是操作系统使用;Windows 系统中,高地址的 2GB 的空间被操作系统使用,但是可以调整;
但是,实际的物理内存只有1GB
(假设值),那么操作系统就要使用自己的腾挪大法,让用户程序认为4GB
的内存空间全部可用。
就好比变戏法一样:十个碗,九个盖,谁能玩的溜、不露馅,谁就是高手!
计算一下映射表本身所占据的空间大小:
映射表中的每一个表项,指向一个物理页的开始地址。
在32
位系统中,地址的长度是4
个字节,那么映射表中的每一个表项就是占用4
个字节。
既然需要让4GB
的虚拟内存全部可用,那么映射表中就需要能够表示这所有的4GB
空间,那么就一共需要1048576 (4GB / 4KB)
个表项。
所以,映射表占据的总空间大小就是:1048576 * 4 = 4 MB 的大小。
也就是说,映射表自己本身,就要占用 1024 个物理页(4MB / 4KB)。
正是因为使用一个映射表,需要占用这么大的物理内存空间,所以才有后面的多级分页机制。
虚拟内存看上去被虚线“分割”成4KB
的单元,其实并不是分割,虚拟内存仍然是连续的。
这个虚线的单元仅仅表示它与映射表中每一个表项的映射关系,并最终映射到相同大小的一个物理内存页上。
例如:
虚拟内存的 0 ~ 4KB 空间,对应映射表第 0 个表项中,其中存储的物理地址是 0x3FFF_F000(最后一个物理页);
虚拟内存的 4KB ~ 8KB 空间,对应映射表第 1 个表项中,其中存储的物理地址是 0x0000_0000(第 0 个物理页);
虚拟内存的最后 4KB 空间,对应映射表最后一个表项中,其中存储的物理地址是 0x0000_1000(第 1 个物理页);
也就是说:
虚拟内存与映射表之间,是平行的一一对应关系;
映射表中的物理地址,与物理内存之间,是随机的映射关系,哪里可用就指向哪里(物理页)。
以上就是用一个映射表,把物理内存以4KB
为一个页进行分配,然后再与虚拟内存对应起来,包装成连续的虚拟内存给用户使用。
虽然最终使用的物理内存是离散的,但是与虚拟内存对应的线性地址是连续的。
处理器在访问数据、获取指令时,使用的都是线性地址,只要它是连续的就可以了,最终都能够通过映射表找到实际的物理地址。
为了有一个更加感性的认识,我们再来看一个稍微具象一点的实例。
一个线性地址的寻址过程
我们假设用户程序中有一个代码段,那么在这个程序的LDT
(局部描述符表)中,段描述的结构如下:
假设条件如下:
虚拟内存(32位系统):4GB,实际的物理内存 1GB;
代码段的开始地址位于 3 GB 的地方,也就是 0xC000_0000;
代码段的长度是 1 MB;
我们的目标是:查找线性地址0xC000_2020
所对应的物理地址。
根据描述符的结构,其中的段基地址是0xC000_0000
,界限是0x00100
,段描述符中,其它的字段暂时不用关心。
界限一共有 20 位,假设粒度是 4KB,那么 1 MB 的长度除以 4KB,结果就是 0x00100。
代码段的开始地址(线性地址)0xC000_0000
,位于虚拟内存靠近高端四分之一的位置,那么映射表中对应的表项,也是位于高端的四分之一的位置。
映射表中每一个表项指向一个4KB
大小的是物理页,那么长度为1MB
的代码段,就需要256
个表项。
也就是说映射表中有 256
个表项,指向256
个物理页:
对于我们要查找的线性地址0xC000_2020
,首先把它拆解成两部分:
高 20 位 0xC0002: 是映射表索引;
低 12 位 0x020: 是物理页内的偏移地址;
索引值0xC002
,对应于下图中从3GB
开始的第2
个表项:
在上面这个示意图中,代码段的开始地址 0xC000_0000
,对应于映射表中索引为0xC0000
这个表项,这个表项中记录的物理内存页开始地址是 0x1000_0000
(距离开始地址256 MB
)。
代码段的长度是1 MB
,一共需要256
个表项,那么最后这个表项的索引就应该是0xC00FF
。
那么对于我们要寻找的线性地址 0xC000_2020
,对应的表项索引号是0xC0002
,这个表项中记录的物理内存页的开始地址是 0x2000_0000
(距离开始地址512 MB
)。
找到了物理内存的起始地址,再加上偏移量0x020
,那么最终的物理地址就是:0x2000_0020
。
以上就是通过映射表,从线性地址到物理地址的页转换过程。
对于使用二级页表的转换机制来说,原理都是一样的。无非是把高20
位的索引拆开(10 位 + 10 位
),使用两个表来转换,这个问题下一篇文章会详细聊。
本文描述了:通过一个映射表,把连续的虚拟内存,映射到离散的物理页,极大的利用了物理内存。
当操作系统需要分配一大块、连续的内存空间给用户程序时,映射表中的表项可以指向多个不连续的物理页,反正用户程序接触不到这一层(用户程序只与虚拟内存打交道)。
这样利用物理内存的效率就极大的提高了。
再加上换出和换入机制(把硬盘当做物理内存来用),让用户程序以为有用不完的物理内存。
同时,我们也讨论了这个单一映射表的坏处,那就是映射表本身也占用了4MB
的物理内存空间。
为了解决这个问题,伟大的先驱者们又引入了多级映射表,那就是页目录表和页表,我们下一篇文章再见!
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