20190730_MMU和页表

 一字不差转自 --》 http://www.elecfans.com/d/628783.html         

由于很多童鞋大学的时候学《微机原理》都是打酱油,当老师是苍蝇在讲台上发噪音,导致MMU这些基本知识都没有搞清楚,所以对计算机的认识一塌糊涂,Linux也无法学通。然后我经常被问到各种奇葩到让人吐血的内存管理问题,这些问题显示出这些童鞋对最基本的MMU和页表工作机制不清楚。我觉得我不得不写点什么东西,让这些打酱油的童鞋,把基本的马步扎稳,当然这不是为了别人,也不是为了无私奉献,纯粹是为了避免无数次被问到吐血,迟早有一天吐血而亡。为了能够活地久一点,特作此文。

 首先弄清楚MMU和页表的概念,页表是一个表格,有很多行,每一行记录实际物理地址,页表是MMU里面的一个部分单元.   

一、一级页表工作原理

  假设页表只有一级

  一个开启MMU的CPU,在任何时候发出的地址都是虚拟地址。这个虚拟地址发送到MMU后,MMU会查询MMU里面的页表来找到具体对应的物理地址,最终去访问外面的内存条。MMU里面的页表地址寄存器,记录了页表本身的存放位置。

                          20190730_MMU和页表_第1张图片

理论详细步骤分析

现在我们假设每一页的大小是4KB,而且假设页表只有一级,这个页表长成下面这个样子,页表的每一行是32个bit

                               20190730_MMU和页表_第2张图片

当CPU访问虚拟地址0的时候,MMU会去查上面页表的第0行,发现第0行没有命中,于是无论以何种形式(R读,W写,X执行)访问,MMU都会给CPU发出page fault,CPU自动跳到fault的代码去处理fault。

当CPU访问虚拟地址4KB的时候,MMU会去查上面页表的第1行(4KB/4KB=1),发现第1行命中,如果这个时候用户是执行读或者执行,则MMU去访问内存条的6MB这个地址,因为页表里面记录该页的权限是RX;

如果用户是去写4KB,由于页表里面第1行记录的权限是RX,没有记录你有写的权限,MMU会给CPU发出page fault,CPU自动跳到fault的代码去处理fault。

当CPU访问虚拟地址8KB+16的时候,MMU会去查上面页表的第2行(8KB/4KB=2),发现第2行命中了物理地址8M,这个时候,MMU会访问内存条的8MB+16这个物理地址。当然,权限检查也是需要的。

当CPU访问虚拟地址3GB的时候,MMU会去查上面页表的第3GB/4KB行,表中记录命中了,查到虚拟地址3GB对应的物理地址是0,于是MMU去访问内存条上的地址0。但是,这个访问分成2种情况:

CPU在执行用户态程序的时候,去访问3GB,由于页表里面记录的U+K权限只有K,所以U是没权限的,MMU会给CPU发出page fault,CPU自动跳到fault的代码去处理fault;

CPU在执行内核态程序的时候,去访问3GB,由于页表里面记录的U+K权限只有K,所以K是有权限的,MMU不会给CPU发出page fault,程序正常执行。

由此可以得知,如果页表只有1级,每4KB的虚拟地址空间就需要页表里面的一行(32bit),那么CPU要覆盖到整个4GB的内存,就需要这个页表的大小是:

4GB/4KB *4 = 4MB。

注意页表是无缝全覆盖!!!你页表不覆盖全,CPU访问虚拟地址的时候,MMU都不知道查哪里了....

所以,这个页表的大小是4MB,覆盖了整个0-4GB的虚拟地址空间,任何一个虚拟地址,都可以用地址的高20位(由于一页是4KB,低12位就是叶内偏移了),作为页表这个表的行号去读对应的页表项。

这个查水表的过程,由MMU硬件自动完成。

应用实例分析

现在我们假设在Linux里面有2个进程,一个是QQ,一个是Firefox,他们的页表分别如下:

               20190730_MMU和页表_第3张图片

                  20190730_MMU和页表_第4张图片

当CPU在执行QQ的时候,Linux会把QQ的页表的物理地址255MB,填入MMU的页表地址寄存器,于是这个时候,QQ的页表生效。根据页表内容,CPU如果访问4KB这个虚拟地址的话,MMU访问内存条的6MB物理地址;CPU如果访问8KB这个虚拟地址的话,MMU访问内存条的8MB物理地址;CPU如果访问3GB这个虚拟地址的话,MMU访问内存条的0MB物理地址;

当CPU在执行Firefox的时候,Linux会把Firefox的页表的物理地址280MB,填入MMU的页表地址寄存器,于是这个时候,Firefox的页表生效,QQ的页表淡出江湖。根据页表内容,CPU如果访问4KB这个虚拟地址的话,MMU访问内存条的100MB物理地址;CPU如果访问8KB这个虚拟地址的话,MMU访问内存条的200MB物理地址;CPU如果访问3GB这个虚拟地址的话,MMU访问内存条的0MB物理地址。

上面我们发现一个共同点,QQ和Firefox去访问3GB虚拟地址的时候,最终MMU访问的都是0MB这个物理地址,具体原因非常简单,QQ和Firefox,这2张页表里面,3GB/4KB这一行,里面填的是完全一样的东东。

二、二级页表

 

多级页表:真实的存在在

上面我们发现,如果采用一级页表的话,每个进程都需要1个4MB的页表,这个空间浪费还是很大,于是我们可以采用二级或者三级页表。举例如下,假设我们用地址的高10位作为一级页表的索引,中间10位作为2级页表的索引。CPU访问虚拟地址16,这个地址如果分解为10/10/12位的话,就是这个样子:

                           20190730_MMU和页表_第5张图片

那么MMU会用0这个下标去访问一级页表(一级页表的地址填入MMU的页表地址寄存器)的第0行,第0行的内容写的是2MB(此处不再是最终的物理地址,而是二级页表的物理地址),证明二级页表的地址在2MB,于是MMU自动去以中间的10位作为下标,去查询位置在2MB的二级页表,在2级页表里面,最终查到第0页(地址范围0x00000000~0x00000FFF)这个虚拟地址的物理地址是1GB,于是MMU去访问内存条的1GB+16这个物理地址。

 

20190730_MMU和页表_第6张图片

 

据以上分析,1级页表占据的内存是2的10次方,再乘以4,即4KB。而每个二级页表,也是2的10次方,再乘以4,即4KB。分级机制的主要好处是,二级页表不是一定存在了,比如一级页表的第2行不命中,也即如下地址都无效的话:

 

                  20190730_MMU和页表_第7张图片

那么这一行对应的二级页表,就整个都不需要了,于是就省掉了这段区间4KB二级页表的内存占用。页表当然还有是三级甚至更多。

至于有多级页表的时候,其实MMU也只需要知道一级页表的基地址即可。每次切换进程的时候,把一级页表的地址重新填入MMU,把新的进程的页表激活即可。

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