分页式存储管理--虚拟地址和多级页表

最新推荐文章于 2025-10-27 21:47:31 发布

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#linux #c++ #学习 #git #算法

1、虚拟地址和⻚表的由来

在没有虚拟地址和页表的情况下两个进程在物理内存中的存储顺序不同的时候。会造成很多碎片。同时，由于不同程序之间的代码大小和数据长度不同，导致每一个数据之间。被分割的大小也不同。这个时候碎片的空间就造成浪费了。

怎么办呢？我们希望操作系统提供给⽤⼾的空间必须是连续的，但是物理内存最好不要连续。此时虚拟内存和分⻚便出现了，如下图所⽰

把物理内存按照⼀个固定的⻓度的⻚框进⾏分割，有时叫做物理⻚。每个⻚框包含⼀个物理⻚
（page）。⼀个⻚的⼤⼩等于⻚框的⼤⼩。⼤多数 32位体系结构⽀持 4KB 的⻚，⽽ 64位体系结
构⼀般会⽀持 8KB 的⻚。区分⼀⻚和⼀个⻚框是很重要的：
• ⻚框是⼀个存储区域；
• ⽽⻚是⼀个数据块，可以存放在任何⻚框或磁盘中。
有了这种机制，CPU便并⾮是直接访问物理内存地址，⽽是通过虚拟地址空间来间接的访问物理内存
地址。所谓的虚拟地址空间，是操作系统为每⼀个正在执⾏的进程分配的⼀个逻辑地址，在32位机
上，其范围从0~4G-1。
操作系统通过将虚拟地址空间和物理内存地址之间建⽴映射关系，也就是⻚表，这张表上记录了每⼀对⻚和⻚框的映射关系，能让CPU间接的访问物理内存地址。
总结⼀下，其思想是将虚拟内存下的逻辑地址空间分为若⼲⻚，将物理内存空间分为若⼲⻚框，通过
⻚表便能把连续的虚拟内存，映射到若⼲个不连续的物理内存⻚。这样就解决了使⽤连续的物理内存造成的碎⽚问题。

2、物理内存管理

假设⼀个可⽤的物理内存有4GB 的空间。按照⼀个⻚框的⼤⼩4KB进⾏划分， 4GB 的空间就是
4GB/4KB = 1048576 个⻚框，那这么多页框怎么办呢？先描述，在组织

内核⽤ struct page 结构表⽰系统中的每个物理⻚，出于节省内存的考虑， struct page 中使
⽤了⼤量的联合体union。

struct page {

要注意的是 struct page 与物理⻚相关，⽽并⾮与虚拟⻚相关。⽽系统中的每个物理⻚都要分配⼀
个这样的结构体，让我们来算算对所有这些⻚都这么做，到底要消耗掉多少内存。
算 struct page 占40个字节的内存吧，假定系统的物理⻚为 4KB ⼤⼩，系统有 4GB 物理内存。
那么系统中共有⻚⾯ 1048576 个（1兆个），所以描述这么多⻚⾯的page结构体消耗的内存只不过40MB ，相对系统 4GB 内存⽽⾔，仅是很⼩的⼀部分罢了。因此，要管理系统中这么多物理⻚⾯，这个代价并不算太⼤。
要知道的是，⻚的⼤⼩对于内存利⽤和系统开销来说⾮常重要，⻚太⼤，⻚⻚必然会剩余较⼤不能利
⽤的空间（⻚内碎⽚）。⻚太⼩，虽然可以减⼩⻚内碎⽚的⼤⼩，但是⻚太多，会使得⻚表太⻓⽽占⽤内存，同时系统频繁地进⾏⻚转化，加重系统开销。因此，⻚的⼤⼩应该适中，通常为 512B -8KB ，windows系统的⻚框⼤⼩为4KB。

3、页表

⻚表中的物理地址，与物理内存之间，是随机的映射关系，哪⾥可⽤就指向哪⾥(物理⻚)。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，最终都能够通过⻚表找到实际的物理地址。
在 32 位系统中，地址的⻓度是 4 个字节，那么⻚表中的每⼀个表项就是占⽤ 4 个字节。所以⻚表占据的总空间⼤⼩就是： 1048576*4 = 4MB 的⼤⼩。也就是说映射表⾃⼰本⾝，就要占⽤ 4MB /4KB = 1024 个物理⻚。这会存在哪些问题呢？

回想⼀下，当初为什么使⽤⻚表，就是要将进程划分为⼀个个⻚可以不⽤连续的存放在物理内存中，但是此时⻚表就需要1024个连续的⻚框，似乎和当时的⽬标有点背道⽽驰了......
此外，根据局部性原理可知，很多时候进程在⼀段时间内只需要访问某⼏个⻚就可以正常运⾏

了。因此也没有必要⼀次让所有的物理⻚都常驻内存。
解决需要⼤容量⻚表的最好⽅法是：把⻚表看成普通的⽂件，对它进⾏离散分配，即对⻚表再分⻚，由此形成多级⻚表的思想。

所有⻚表的物理地址被⻚⽬录表项指向

⻚⽬录的物理地址被 CR3 寄存器指向，这个寄存器中，保存了当前正在执⾏任务的⻚⽬录地址。
所以操作系统在加载⽤⼾程序的时候，不仅仅需要为程序内容来分配物理内存，还需要为⽤来保存程

序的⻚⽬录和⻚表分配物理内存

虚拟地址后12位是偏移量，正好是4kb的偏移量找到的第一个字节的位置之后，剩下的就按类型找完一整个数据。

虚拟地址到物理地址转换的过程 ----谁做的???

MMU->硬件自动完成的!

页表就是个俩级的数组

让我们现在总结⼀下：单级⻚表对连续内存要求⾼，于是引⼊了多级⻚表，但是多级⻚表也是⼀把双刃剑，在减少连续存储要求且减少存储空间的同时降低了查询效率。
有没有提升效率的办法呢？计算机科学中的所有问题，都可以通过添加⼀个中间层来解决。 MMU 引⼊了新武器，江湖⼈称快表的 TLB （其实，就是缓存）
当 CPU 给 MMU 传新虚拟地址之后， MMU 先去问 TLB 那边有没有，如果有就直接拿到物理地址发到总线给内存，⻬活。但 TLB 容量⽐较⼩，难免发⽣ Cache Miss ，这时候 MMU 还有保底的⽼武器⻚表，在⻚表中找到之后 MMU 除了把地址发到总线传给内存，还把这条映射关系给到TLB，让它记录⼀下刷新缓存。

4、缺页异常

设想，CPU给MMU的虚拟地址，在 TLB 和⻚表都没有找到对应的物理⻚，该怎么办呢？其实这就是缺⻚异常 Page Fault ，它是⼀个由硬件中断触发的可以由软件逻辑纠正的错误。
假如⽬标内存⻚在物理内存中没有对应的物理⻚或者存在但⽆对应权限，CPU就⽆法获取数据，这种
情况下CPU就会报告⼀个缺⻚错误。
由于CPU没有数据就⽆法进⾏计算，CPU罢⼯了⽤⼾进程也就出现了缺⻚中断，进程会从⽤⼾态切换到内核态，并将缺⻚中断交给内核的 Page Fault Handler 处理。

new malloc 分配的是虚拟内存，当你需要的时候走缺页中断在去物理内存创建