页表

原文： https://blog.csdn.net/u011003120/article/details/51812188 参考： https://blog.csdn.net/groundhappy/article/details/54889677 MMU 存储器管理单元，在之前因为是操作物理地址，不需要MMU,因此是处于关闭状态的，而这次则是打开MMU并且使用MMU. 一、MMU的作用 1.将虚拟地址转化为物理地址 2.进行访问权限的管理 看上图可以得知，有三个运行的程序，他们的虚拟地址都为0x400000,但是若要使用物理地址，他们的物理地址不能够相同，因此就需要一个机制，使他们的相同的虚拟地址对应不同的物理地址，这个机制就是上图中的Page tables（即页表），虚拟地址通过查表的方式对应到不同的物理地址上。 二、地址转化 首先需要知道的是，以段(Section，1M)的方式进行转换时只用到一级页表，而页(Page)的方式进行转换时用到两级页表，有粗也转换和细页转换两种，页的大小有3种：大页(64KB)、小页(4KB)和极小页（1KB）。 1.地址转化总体分析 整个地址转换的过程分为了两步，为一级转换和二级转换。 虚拟地址的[31:20]位作为一个表的索引，表的名字为translation table，即TTB,如果表的后两位为00，则为无效的转换，如上图，如果后两位为01

内存地址 三种内存地址:1)逻辑地址(机器指令中操作数或指令的地址) 分段单元 2)线性地址(虚拟地址) 分页单元 3)物理地址(用于内存芯片级内存单元寻址 多CPU时,共享同一内存,RAM芯片由独立的CPU并发访问; 由内存仲裁器保证RAM的读写的串行执行 Linux中的分段 80X86才使用分段(把程序划分为逻辑相关的实体),Linux更喜欢使用分页(当所有进程使用相同的段Register值时,它们共享同样的一组线性地址,这样内存管理简单; RISC对分段的支持有限.). 两者都划分进程的物理地址空间:分段可以给每一个进程分配不同的线性地址空间,而分页可以把同一线性地址空间映射到不同的物理空间. 段选择符由宏__USER/KERNEL_CS/DS定义.对内核代码寻址,吧__KERNEL_CS宏产生的值装入cs寄存器即可.这样执行指令时,只需指定逻辑地址的偏移部分,段选择符已经隐含在寄存器内. 所有段(内核/用户的数据/代码段)的Base=oX0000000,即逻辑地址(的偏移量字段值)=线性地址(的值).所有进程使用相同的逻辑地址. 每个CPU一个GDT,会插入未使用的项使得经常一起访问的描述符能够处于同一32字节的硬件Cache中; 大多数用户态APP不适用局部描述符表,所以定义了一个缺省的LDT供进程共享,同时进程可以创建自己的LDT. 硬件中的分页

我的博客： www.shishangguan.net 三种不同的内存地址 逻辑地址(logical address) 包含在linux实际指令中的地址，即分段式地址，是 对应的硬件平台段式管理转换前地址 由16位的段选择符(segment selector)和32位的偏移量组成。 线性地址(linear address)(虚拟地址(virtual address)) 是一个32位无符号整数，可以表示4G的地址，值范围从0x00000000-0xffffffff。 线性地址则对应了硬件页式内存的转换前地址。 物理地址(physical address) 用32位或者36位无符号整数表示。用于内存芯片级的单元寻址，与处理器和CPU连接的地址总线相对应。 三者之间的关系 逻辑地址------> 分段单元 ------>线性地址------> 分页单元 ------>物理地址 硬件中的分段 段选择符和段寄存器 如图所示，16位段选择符的最后13位是索引号，第0和1位是2bit位的请求者特权等级（一共有4中特权等级，linux只使用内核态还是用户态），第2位为表指示器。 段寄存器有css,ss,ds,es,fs,gs。其中前三个有特殊用途，后三个是通用段寄存器。 段描述符（segment descriptor） 段描述符表放在全卷描述符表（global descriptor table

一、常规分页 1、32线性地址分为3个域 【1】、Directory(目录) 最高10位 <<2^10>> 【2】、table(页表)最高10位 【3】、Offset(偏移量) 最低12位 线性地址分两步，第一种转化为页目录表（page directory） 第二种转化表称为页表（page table） 2、线性地址Directory字段决定页目录的目录项，而目录项指向适当的页表。地址的Table字段依次决定页表中的表项, ，而表项含有所在页框的物理地址。 【2】、页目录项和页表项结构 1、Present 标志 【1：页表或者页在主存 0：页不在主存】 2、Accessed 标志 分页单元对相应页框进行寻址时《操作系统》设置这个标志 3、Dirty 标志 页表项对相应页框进入写操作《操作系统》设置这个标志 4、Read /Write 标志 页/页表存储权限 5、User / Supervisor 标志 访问页/页表的特殊权限 6、PCD / PWT 标志 控制硬件高速缓存处理页或者页表的方式 7、Page Size 标志 页目录项，设置为1，页目录指向2MB或者4MB的页框 8、Gloal 标志 页表项，防止常用页从TLB(转换后援缓冲器)高速缓存中刷新出去，只有 cr4寄存器的页全部启用标志置位才起作用 来源： https://www.cnblogs.com/fantom

1.内存寻址的基本流程 　　首先，一般的书中或者博客中，在介绍Linux内核的时候，首先都会介绍Linux的内存寻址，这样的一块知识和程序的关联在哪里，下面的内容就首先的讨论一下这个问题。 　　在我们书写程序的时候，我们有的时候会操作地址空间空间，那么我们用到的地址是真实的内存空间地址么，答案是否定的，我们用到的是逻辑地址，在操作系统中，存在着这样的三个地址概念，他们是逻辑地址、线性地址和物理地址。 　　逻辑地址：包含在机器语言中，用来指定一个操作数或者一条指令的地址。每一个逻辑地址都由一个段和偏移量组成，偏移量指明了他从段开始的地址到实际地址的距离； 　　线性地址：也称作虚拟地址，是一个32位的无符号整数（32位操作系统），可以表达4GB的地址空间。其地址用十六禁止的数字表示，值得范围从0x00000000到0xffffffff。 　　物理地址：用于内存单元的寻址，是真正的内存的地址。 　　三种地址之间的关系如下： 　　 　　从80286模型开始，Intel的处理器以两种不同的方式进行地址转换，这两种方式分别是实模式和保护模式，下面我们描述的都是保护模式下的地址转换。 2.内存中的分段机制 　　首先，我们来讨论下CPU的寻址方法： 　　（1）根据指令的类型来确定应该使用哪一个段寄存器，例如转移指令中的地址在代码段，取数指令中的地址在数据段。 　　（2）根据段寄存器中的内容

3 月，跳不动了？>>> 第一种：就是页框到线性地址的一 一映射关系。这是在分页阶段，已经建立好的（这部分我可以深入讲一下，但是这部分内容不是很难，而且我的肩膀好酸痛，就不写了，以后在补上），就是为物理内存前896M的每个页框建立页表，并写进页表项。当进程请求这部分内存时，可以直接访问到这些页表，而不并现场创建页表。 第二种：高端内存永久内核映射。就是上一篇博文讲到的。这种技术的映射可以阻塞进程，使进程去睡眠。 第三种：临时内核映射。其实道理差不多。任何一个页框与权限合成的页表可以写进预留的几个页表项中，但这种技术是不能阻塞的内核映射技术，因此可以用到中断处理函数和可延迟函数中。 第四种：非连续内存映射技术。用slab分配器分配线性区描述符，然后在非连续内存区找到一块空闲的线性区。然后把申请到的每一个零散的物理页框描述符和权限合成页表，并将此页表写到查找到的线性区对应的页表项中。（其实道理都是差不多的，只要领悟了上一篇博文写的永久内核映射思想，那么此种技术的思想也是一样的：查找物理页框，（合成页表，写进页表项，返回线性地址） 后3种技术会重写页表，导致tlb中的页表无效。 大道至简，只要记住以下几句话那么面对各种映射技术就不会恐慌： 查找页框，合成页表，写进页表项，返回页表项的线性地址 以后几篇的更新会涉及物理内存页框的分配。内核的映射就写到这里 来源： oschina 链接：

什么是内存分页？ 我们知道，CPU是通过寻址来访问内存的。32位CPU的寻址宽度是 0~0xFFFFFFFF ，16^8 计算后得到的大小是4G，也就是说可支持的物理内存最大是4G。 但在实践过程中，碰到了这样的问题，程序需要使用4G内存，而可用物理内存小于4G，导致程序不得不降低内存占用。 为了解决此类问题，现代CPU引入了 MMU（Memory Management Unit 内存管理单元）。 MMU 的核心思想是利用虚拟地址替代物理地址，即CPU寻址时使用虚址，由 MMU 负责将虚址映射为物理地址。 MMU的引入，解决了对物理内存的限制，对程序来说，就像自己在使用4G内存一样。 内存分页(Paging)是在使用MMU的基础上，提出的一种内存管理机制。它将虚拟地址和物理地址按固定大小（4K）分割成页(page)和页帧(page frame)，并保证页与页帧的大小相同。 这种机制，从数据结构上，保证了访问内存的高效，并使OS能支持非连续性的内存分配。 在程序内存不够用时，还可以将不常用的物理内存页转移到其他存储设备上，比如磁盘，这就是大家耳熟能详的虚拟内存。 在上文中提到，虚拟地址与物理地址需要通过映射，才能使CPU正常工作。 而映射就需要存储映射表。在现代CPU架构中，映射关系通常被存储在物理内存上一个被称之为页表(page table)的地方。 如下图： 从这张图中

内存地址 三种内存地址:1)逻辑地址(机器指令中操作数或指令的地址) 分段单元 2)线性地址(虚拟地址) 分页单元 3)物理地址(用于内存芯片级内存单元寻址 多CPU时,共享同一内存,RAM芯片由独立的CPU并发访问; 由内存仲裁器保证RAM的读写的串行执行 Linux中的分段 80X86才使用分段(把程序划分为逻辑相关的实体),Linux更喜欢使用分页(当所有进程使用相同的段Register值时,它们共享同样的一组线性地址,这样内存管理简单; RISC对分段的支持有限.). 两者都划分进程的物理地址空间:分段可以给每一个进程分配不同的线性地址空间,而分页可以把同一线性地址空间映射到不同的物理空间. 段选择符由宏__USER/KERNEL_CS/DS定义.对内核代码寻址,吧__KERNEL_CS宏产生的值装入cs寄存器即可.这样执行指令时,只需指定逻辑地址的偏移部分,段选择符已经隐含在寄存器内. 所有段(内核/用户的数据/代码段)的Base=oX0000000,即逻辑地址(的偏移量字段值)=线性地址(的值).所有进程使用相同的逻辑地址. 每个CPU一个GDT,会插入未使用的项使得经常一起访问的描述符能够处于同一32字节的硬件Cache中; 大多数用户态APP不适用局部描述符表,所以定义了一个缺省的LDT供进程共享,同时进程可以创建自己的LDT. 硬件中的分页

请求分页系统建立在基本分页系统基础之上，为了支持虚拟存储器功能而增加了请求调页功能和页面置换功能。请求分页是目前最常用的一种实现虚拟存储器的方法。 在请求分页系统中，只要求将当前需要的一部分页面装入内存，便可以启动作业运行。在作业执行过程中，当所要访问的页面不在内存时，再通过调页功能将其调入，同时还可以通过置换功能将暂时不用的页面换出到外存上，以便腾出内存空间。 为了实现请求分页，系统必须提供一定的硬件支持。除了需要一定容量的内存及外存的计算机系统，还需要有页表机制、缺页中断机构和地址变换机构。 页表机制 请求分页系统的页表机制不同于基本分页系统，请求分页系统在一个作业运行之前不要求全部一次性调入内存，因此在作业的运行过程中，必然会出现要访问的页面不在内存的情况，如何发现和处理这种情况是请求分页系统必须解决的两个基本问题。为此，在请求页表项中增加了四个字段，如图1所示。 图1 请求分页系统中的页表项 增加的四个字段说明如下： 状态位P：用于指示该页是否已调入内存，供程序访问时参考。 访问字段A：用于记录本页在一段时间内被访问的次数，或记录本页最近己有多长时间未被访问，供置换算法换出页面时参考。 修改位M：标识该页在调入内存后是否被修改过。 外存地址：用于指出该页在外存上的地址，通常是物理块号，供调入该页时参考。 缺页中断机构 在请求分页系统中，每当所要访问的页面不在内存时

Linux 的虚拟内存管理有几个关键概念： 1、每个进程都有独立的虚拟地址空间，进程访问的虚拟地址并不是真正的物理地址； 2、虚拟地址可通过每个进程上的页表(在每个进程的内核虚拟地址空间)与物理地址进行映射，获得真正物理地址； 3、如果虚拟地址对应物理地址不在物理内存中，则产生缺页中断，真正分配物理地址，同时更新进程的页表；如果此时物理内存已耗尽，则根据内存替换算法淘汰部分页面至物理磁盘中。 Linux 虚拟地址空间如何分布？ Linux 使用虚拟地址空间，大大增加了进程的寻址空间， 虚拟地址空间内由低地址到高地址分别为： 1、只读段：该部分空间只能读，不可写；(包括：代码段、rodata 段(C常量字符串和#define定义的常量) ) 2、数据段：保存全局变量、静态变量的空间； 3、堆 ：就是平时所说的动态内存， malloc/new 大部分都来源于此。其中堆顶的位置可通过函数 brk 和 sbrk 进行动态调整。 4、文件映射区域：如动态库、共享内存等映射物理空间的内存，一般是 mmap 函数所分配的虚拟地址空间。 5、栈：用于维护函数调用的上下文空间，一般为 8M ，可通过 ulimit –s 查看。 6、内核虚拟空间：用户代码不可见的内存区域，由内核管理(页表就存放在内核虚拟空间)。 32 位系统有4G 的地址空间:: 其中 0x08048000~0xbfffffff