操作系统篇-浅析分页机制
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篇首语：本文由小常识网(cha138.com)小编为大家整理，主要介绍了操作系统篇-浅析分页机制相关的知识，希望对你有一定的参考价值。
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一、前言
在我们进行程序开发的时候，一般情况下，是不需要管理内存的，也不需要操心内存够不够用，其实，这就是分页机制给我们带来的好处。它是实现虚拟存储的关键，位于线性地址与物理地址之间，在使用这种内存分页管理方法时，每个执行中的进程（任务）可以使用比实际内存容量大得多的连续地址空间。而且当系统内存实际上被分成很多凌乱的块时，它可以建立一个大而连续的内存空间的映象，好让程序不用操心和管理这些分散的内存块。分页机制增强了分段机制的性能。页地址变换是建立在段变换基础之上的。因为，段管理机制对于Intel处理器来说是最基本的，任何时候都无法关闭。所以即使启用了页管理功能，分段机制依然是起作用的，段部件也依然工作。
二、页表结构
那么到底如何使用分页机制呢？通过设置cr0的PG位可以开启分页机制。页大小是4K，并且是4K对齐的。线性地址通过分页机制转换成物理地址的时候，可能某些线性地址是无效的。如果某个线性地址对应的页不存在，那么访问的时候将产生一个异常。
两级页表结构
内存分页管理的基本原理是将整个主内存区域划分成 4096 字节为一页的内存页面。程序申请使用内存时，就以内存页为单位进行分配。上面提到了线性地址经过分页机制的转换变成物理地址，但是没有提到如何转换。其实是通过两个表，一个是页目录表PDE，也叫一级目录，另一个是二级页表PTE。进程的虚拟地址需要首先通过其局部段描述符变换为 CPU 整个线性地址空间中的地址， 然后再使用页目录表 PDE（一级页表）和页表 PTE（二级页表）映射到实际物理地址页上。页表中，每项的大小是32b，其中20b用来存放页面的物理地址，12b用于存放属性信息。页表含有1M个表项，每项4B。第一级表是页目录，存放在1页4k页面中，含有1K个表项。第二级是页表，也是1K个表项。如下图所示：
三、结构
PDE结构
PTE结构
从上图中，可以看出PDE与PTE的结构其实是差不多的，其中属性位包含如下信息：
P——bit0，存在位标志，表示当前条目所指向的页或页表是否在物理内存中；
R/W——bit1，读写位标志，指定一个页或者一组页的读写权限。R/W=0表示只读，R/W=1可读可写；
U/S——bit2，用户/超级用户标志，指定一个页或者一组页的特权级；
PWT——bit3，用于控制对单个页或者页表的Write-back或者Write-through缓冲策略；
PCD——bit4，用于控制对单个页或者页表的缓冲；
A——bit5，表示页或者页表是否被访问；
D——bit6，表示页或者页表是否被写入；
PS——bit7，决定页的大小；
G——bit8，指示全局页；
AVL——保留字段；
保护模式是否开启，取决于cr0的第0位PG。一个页表或者页目录项大小是4B；而开启分页机制以后，存储单元变成了页（不存在说，一部分存储开启了分页机制，另外一部分没有开启分页机制（除非这部分不能通过操作系统访问到））。所以，一个页上含有1024个页表项；一个页目录，对应1K*4K=4M的空间；一个程序有4G的线性地址空间，正好需要1K个页目录来存储，它占用的页表是4M。
另外，页表和页目录表都表项都是32b的，其中地址对应的是20b。处理器会将最近经常用到的页目录和页表项保存在TLB中。而TLB是什么呢？可以简单地理解，TLB就是页表的Cache，其中存储了当前最可能被访问到的页表项，其内容是部分页表项的一个副本。只有在TLB无法完成地址翻译任务时，才会到内存中查询页表，这样就减少了页表查询导致的处理器性能下降。
当页目录或者页表项被修改的时候，对应TLB中的项目也就失效了；当cr3重新加载的时候，所有的TLB都失效了，除非页或页表条目的G位被设置。
上图是CR3的结构，CR3又叫PDBR，就是页目录寄存器。它的高20位将是页目录表首地址的高20位，页目录表的低12位会是零，也就是说，页目录表会是4KB对齐。类似地，PDE中的页表基址以及PTE中的页基址也是用高20位来表示4KB对齐的页表和页。
四、总结
回顾上面讲到的内容不是很多，主要是这部分都是理解系统的基础，包括下面几点：
1.分页的作用，高效率地利用内存，可以运行比物理内存空间更大的程序；
2.分页机制的原理，利用两级页表将内存分割成4KB/页的大小，强制内存对齐提高效率；
3.页表结构，PDE与PTE在内存中各个位的主要作用，表项与页之间的对应关系。
前面几篇分享，都提到很多原理，废话特别多，下篇开始我们将用代码来逐渐说明，希望大家继续关注！！
以上是关于操作系统篇-浅析分页机制的主要内容，如果未能解决你的问题，请参考以下文章