看了这篇文章还没彻底搞懂Linux分页机制?我自罚三杯!

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目录

  • 分段存储的坏处
  • 物理内存的管理
  • 映射表
  • 一个线性地址的寻址过程

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!

一共分三篇文章:

  • 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:

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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:

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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。

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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:

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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。

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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:

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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:

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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:

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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。

End 

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交互)。

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(页目录表和页表),我们下一篇文章再见!

原文链接:https://mp.weixin.qq.com/s/r6XG563WSk7HmsEDn-iGBw

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