分段分页机制&虚拟地址映射过程

分段分页机制&虚拟地址映射过程

分页：系统初始化时，类似于大小相等的固定分区，会将内存划分为很小的区块，称作页，而操作系统会为每一个进程分别维护一个页表，则进程根据这个页表可以实现加载到内存上页的不连续。

分段：加载进程时，将进程根据段加载，一个进程可以被分为多个段，操作系统会为每个进程维护一个段表，则加载的进程可以根据这个段表在虚拟内存上不连续的占据多个段。

 

MMU：内存管理单元，可以将逻辑地址映射为物理地址，即进行地址转换。

转换过程：先通过分段机制将一个逻辑地址转换为线性地址，再通过分页机制将线性地址转换为物理地址。

 

分段机制的实现：

分段机制可以将虚拟地址转换为线性地址

段是虚拟地址空间的基本单位，所以仅仅靠一个段寄存器DS来确定一个基地址是远远不够的，至少还得描述段的长度，以及一些权限信息，所以这里有一个结构体，这个段描述符结构体包括三个方面的信息：

1. 段的基地址：在线性地址空间中段的起始位置
2. 段的大小：段内可以使用的最大偏移量
3. 段的权限：段的一些保护属性，例如段是否可以读或者写。

上面的结构体可以叫做段描述符，多个段描述符组成的表叫做段描述符表

 

其中DS是16位数据段寄存器，其中前13位表示段描述符表的下标，共有2^13(8192)个段描述符，其中12个系统默认使用，所以用户只有8180个，剩下3位，第一位表示这个段描述符表是全局的还是局部的，如果为0表示为GDTR(全局段描述符表)，为1表示为LDTR(局部段描述符表)，第二位和第三位结合起来表示权限，00表示最高权限，11表示最低权限。

 

一个虚拟地址可以通过“段基地址+偏移量”的方式转换为线性地址，但是，由于绝大多数硬件平台都不支持段机制，只支持分页机制，所以为了让 Linux 具有更好的可移植性，我们需要去掉段机制而只使用分页机制。

但是软件都遵循着向前兼容的特点，所以段机制还得保留着，所以linux设计让段的基地址直接为0，让偏移量直接等于线性地址，而且偏移量还规定着小于4G，这刚好是线性地址空间的大小，也就是说让虚拟地址直接映射到线性地址，巧妙的将段机制问题处理了。

 

分页机制的实现：

分页机制将线性地址再转换为物理地址

分页机制由CR0寄存器中的PG位启用，当PG=1，启动分页机制，通过二级页面映射将线性地址转换为物理地址，当PG=0，禁止分页机制，则直接将线性地址当作物理地址使用。

分页机制管理的对象是固定大小的存储块，称之为“页”，分页机制把整个线性地址空间及整个物理地址空间都看成由页组成，在线性地址空间中的任何一页，可以映射为物理地址空间中的任何一页（我们把物理空间中的一页叫做一个页面）

 

二级页表结构：

两级表结构的第一级称作页目录，存储在一个4k大小的页面中，CR3寄存器指向页目录的起始位置，页目录表共2^10（1024）个表项，每个表项4个字节，并指向第二级表也叫做页表，也刚好存储在一个4k大小的页面中，包含2^10（1024）个表项，每个表项包含一个页的物理基地址。

我们通过这样的方式，将线性地址的前10位来产生第一级表的索引，再通过线性地址的中10位来产生第二级表的索引。

通俗的讲就是通过线性地址的前10位确定在哪一个页目录上，再通过中10位确定是这个页目录中的具体哪一张页，再通过后12位确定其在这张表中的偏移，刚好2^12等于4K，也就是一张页的大小。

 

从这里我们可以算一算，页目录中有1024个页目录项，每个页目录项中又有1024个页，也就是说有1024*1024 = 1M的页，也就是内存大概可以划分100W左右数量的页，其中每个页大小为4K，所以虚拟内存空间大小正好为1M*4K = 4G

 

页面高级缓存机制：

由于在分页情况下，每次存储器访问都要经过两级页表映射，这就大大降低了访问速度。所以，为了提高速度，就出现了最近存取页面的高速缓存机制，它自动保存32项处理器最近访问的页面地址，因此，可以覆盖128K字节的存储器地址。当进行存储器访问时，先检查要访问的页面是否在高速缓存中，如果在，就不必经过两级访问了，如果不在，再进行两级访问。平均来说，页面高速缓存大约有98%的命中率，也就是说每次访问存储器时，只有2%的情况必须访问两级分页机构。这就大大加快了速度。

 

扩展分页:

从奔腾处理器开始,Intel处理器引进了扩展分页,它允许页的大小为4MB。
在扩展分页的情况下,分页机制把32位线性地址分成两个域：最高10位的目录域和其余22位的偏移量。