理论+实例,带你掌握Linux的页目录和页表

华为云开发者社区
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摘要: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。

本文分享自华为云社区《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 。

在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。

1. 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:
image.png

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;
    image.png

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。
image.png

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:
image.png

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;

2. 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。
image.png

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:
image.png

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。

3. 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:
image.png

顺便把官网上的其他几个控制寄存器都贴出来:
image.png

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。

4. 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:
image.png

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。
image.png

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:
image.png

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;
    image.png

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:
image.png

5. 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:
image.png

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。
image.png

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)。

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