以存儲(chǔ)單元為單位來(lái)管理顯然不現(xiàn)實(shí)，因此Linux把虛存空間分成若干個(gè)大小相等的存儲(chǔ)分區(qū)，Linux把這樣的分區(qū)叫做 頁(yè)。為了換入、換出的方便，物理內(nèi)存也就按頁(yè)的大小分成若干個(gè)塊。由于物理內(nèi)存中的塊空間是用來(lái)容納虛存頁(yè)的容器，所以物理內(nèi)存中的塊叫做 頁(yè)框。頁(yè)與頁(yè)框是Linux實(shí)現(xiàn)虛擬內(nèi)存技術(shù)的基礎(chǔ)。

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虛擬內(nèi)存的頁(yè)、物理內(nèi)存的頁(yè)框及頁(yè)表

在Linux中，頁(yè)與頁(yè)框的大小一般為4KB。當(dāng)然，根據(jù)系統(tǒng)和應(yīng)用的不同，頁(yè)與頁(yè)框的大小也可有所變化。

物理內(nèi)存和虛擬內(nèi)存被分成了頁(yè)框與頁(yè)之后，其存儲(chǔ)單元原來(lái)的地址都被自然地分成了兩段，并且這兩段各自代表著不同的意義：高位段分別叫做頁(yè)框碼和頁(yè)碼，它們是識(shí)別頁(yè)框和頁(yè)的編碼;低位段分別叫做頁(yè)框偏移量和頁(yè)內(nèi)偏移量，它們是存儲(chǔ)單元在頁(yè)框和頁(yè)內(nèi)的地址編碼。下圖就是兩段虛擬內(nèi)存和物理內(nèi)存分頁(yè)之后的情況：

為了使系統(tǒng)可以正確的訪問(wèn)虛存頁(yè)在對(duì)應(yīng)頁(yè)框中的映像，在把一個(gè)頁(yè)映射到某個(gè)頁(yè)框上的同時(shí)，就必須把頁(yè)碼和存放該頁(yè)映像的頁(yè)框碼填入一個(gè)叫做 頁(yè)表的表項(xiàng)中。這個(gè)頁(yè)表就是之前提到的映射記錄表。一個(gè)頁(yè)表的示意圖如下所示：

頁(yè)模式下，虛擬地址、物理地址轉(zhuǎn)換關(guān)系的示意圖如下所示：

也就是說(shuō)：處理器遇到的地址都是虛擬地址。虛擬地址和物理地址都分成頁(yè)碼(頁(yè)框碼)和偏移值兩部分。在由虛擬地址轉(zhuǎn)化成物理地址的過(guò)程中，偏移值不變。而頁(yè)碼和頁(yè)框碼之間的映射就在一個(gè)映射記錄表——頁(yè)表中。

請(qǐng)頁(yè)與交換

虛存頁(yè)面到物理頁(yè)框的映射叫做頁(yè)面的 加載。

當(dāng)處理器試圖訪問(wèn)一個(gè)虛存頁(yè)面時(shí)，首先到頁(yè)表中去查詢?cè)擁?yè)是否已映射到物理頁(yè)框中，并記錄在頁(yè)表中。如果在，則MMU會(huì)把頁(yè)碼轉(zhuǎn)換成頁(yè)框碼，并加上虛擬地址提供的頁(yè)內(nèi)偏移量形成物理地址后去訪問(wèn)物理內(nèi)存;如果不在，則意味著該虛存頁(yè)面還沒(méi)有被載入內(nèi)存，這時(shí)MMU就會(huì)通知操作系統(tǒng)：發(fā)生了一個(gè)頁(yè)面訪問(wèn)錯(cuò)誤(頁(yè)面錯(cuò)誤)，接下來(lái)系統(tǒng)會(huì)啟動(dòng)所謂的“請(qǐng)頁(yè)”機(jī)制，即調(diào)用相應(yīng)的系統(tǒng)操作函數(shù)，判斷該虛擬地址是否為有效地址。

如果是 有效的地址，就從虛擬內(nèi)存中將該地址指向的頁(yè)面讀入到內(nèi)存中的一個(gè)空閑頁(yè)框中，并在頁(yè)表中添加上相對(duì)應(yīng)的表項(xiàng)，***處理器將從發(fā)生頁(yè)面錯(cuò)誤的地方重新開始運(yùn)行;如果是 無(wú)效的地址，則表明進(jìn)程在試圖訪問(wèn)一個(gè)不存在的虛擬地址，此時(shí)操作系統(tǒng)將終止此次訪問(wèn)。

當(dāng)然，也存在這樣的情況：在請(qǐng)頁(yè)成功之后，內(nèi)存中已沒(méi)有空閑物理頁(yè)框了。這是，系統(tǒng)必須啟動(dòng)所謂地 交換機(jī)制，即調(diào)用相應(yīng)的內(nèi)核操作函數(shù)，在物理頁(yè)框中尋找一個(gè)當(dāng)前不再使用或者近期可能不會(huì)用到的頁(yè)面所占據(jù)的頁(yè)框。找到后，就把其中的頁(yè)移出，以裝載新的頁(yè)面。對(duì)移出頁(yè)面根據(jù)兩種情況來(lái)處理：如果該頁(yè)未被修改過(guò)，則刪除它;如果該頁(yè)曾經(jīng)被修改過(guò)，則系統(tǒng)必須將該頁(yè)寫回輔存。

系統(tǒng)請(qǐng)頁(yè)的處理過(guò)程如下所示：

為了公平地選擇將要從系統(tǒng)中拋棄的頁(yè)面，Linux系統(tǒng)使用 最近最少使用(LRU)頁(yè)面的衰老算法。這種策略根據(jù)系統(tǒng)中每個(gè)頁(yè)面被訪問(wèn)的頻率，為物理頁(yè)框中的頁(yè)面設(shè)置了一個(gè)叫做 年齡的屬性。頁(yè)面被訪問(wèn)的次數(shù)越多，則頁(yè)面的年齡最小;相反，則越大。而年齡較大的頁(yè)面就是待換出頁(yè)面的***候選者。

快表

在系統(tǒng)每次訪問(wèn)虛存頁(yè)時(shí)，都要在內(nèi)存的所有頁(yè)表中尋找該頁(yè)的頁(yè)框，這是一個(gè)很費(fèi)時(shí)間的工作。但是，人們發(fā)現(xiàn)，系統(tǒng)一旦訪問(wèn)了某一個(gè)頁(yè)，那么系統(tǒng)就會(huì)在一段時(shí)間內(nèi)穩(wěn)定地工作在這個(gè)頁(yè)上。所以，為了提高訪問(wèn)頁(yè)表的速度，系統(tǒng)還配備了一組正好能容納一個(gè)頁(yè)表的 硬件寄存器，這樣當(dāng)系統(tǒng)再訪問(wèn)虛存時(shí)，就首先到這組硬件寄存器中去訪問(wèn)，系統(tǒng)速度就快多了。這組存放當(dāng)前頁(yè)表的寄存器叫做 快表。

總之，使用虛擬存儲(chǔ)技術(shù)時(shí)，處理器必須配備一些硬件來(lái)承擔(dān)內(nèi)存管理的一部分任務(wù)。承擔(dān)內(nèi)存管理任務(wù)的硬件部分叫做存儲(chǔ)管理單元MMU。存儲(chǔ)管理單元MMU的工作過(guò)程如下圖所示：

頁(yè)的共享

在多程序系統(tǒng)中，常常有多個(gè)程序需要共享同一段代碼或數(shù)據(jù)的情況。在分頁(yè)管理的存儲(chǔ)器中，這個(gè)事情很好辦：讓多個(gè)程序共享同一個(gè)頁(yè)面即可。

具體的方法是：使這些相關(guān)程序的虛擬空間的頁(yè)面在頁(yè)表中指向內(nèi)存中的同一個(gè)頁(yè)框。這樣，當(dāng)程序運(yùn)行并訪問(wèn)這些相關(guān)頁(yè)面時(shí)，就都是對(duì)同一個(gè)頁(yè)框中的頁(yè)面進(jìn)行訪問(wèn)，而該頁(yè)框中的頁(yè)就被這些程序所共享。下圖是3個(gè)程序共享一個(gè)頁(yè)面的例子：

頁(yè)的保護(hù)

由上可知，頁(yè)表實(shí)際上是由虛擬空間轉(zhuǎn)到物理空間的入口。因此，為了保護(hù)頁(yè)面內(nèi)容不被沒(méi)有該頁(yè)面訪問(wèn)權(quán)限的程序所破壞，就應(yīng)在頁(yè)表的表項(xiàng)中設(shè)置一些訪問(wèn)控制字段，用于指明對(duì)應(yīng)頁(yè)面中的內(nèi)容允許何種操作，從而禁止非法訪問(wèn)。

下圖是頁(yè)表項(xiàng)中存放控制信息的一種可能的形式：

注意：其中的PCD位表示著是否允許高速緩存(cache)。

如果程序?qū)σ粋€(gè)頁(yè)試圖進(jìn)行一個(gè)該頁(yè)控制字段所不允許的操作，則會(huì)引起操作系統(tǒng)的一次中斷——非法訪問(wèn)中斷，并拒絕這種操作，從而保護(hù)該頁(yè)的內(nèi)容不被破壞。

多級(jí)頁(yè)表

需要注意的是，頁(yè)表是操作系統(tǒng)創(chuàng)建的用于內(nèi)存管理的表格。因此，一個(gè)程序在運(yùn)行時(shí)，其頁(yè)表也要存放到內(nèi)存空間。如果一個(gè)程序只需要一個(gè)頁(yè)表，則不會(huì)有什么問(wèn)題。但如果，程序的虛擬空間很大的話，就會(huì)出現(xiàn)一個(gè)比較大的問(wèn)題。

比如：一個(gè)程序的虛擬空間為4GB，頁(yè)表以4KB為一頁(yè)，那么這個(gè)程序空間就是1M頁(yè)。為了存儲(chǔ)這1M頁(yè)的頁(yè)指針，那么這個(gè)頁(yè)表的長(zhǎng)度就相當(dāng)大了，對(duì)內(nèi)存的負(fù)擔(dān)也很大了。所以，***對(duì)頁(yè)表也進(jìn)行分頁(yè)存儲(chǔ)，在程序運(yùn)行時(shí)只把需要的頁(yè)復(fù)制到內(nèi)存，而暫時(shí)不需要的頁(yè)就讓它留在輔存中。為了管理這些頁(yè)表頁(yè)，還要建立一個(gè) 記錄頁(yè)表頁(yè)首地址的頁(yè)目錄表，于是單級(jí)頁(yè)表就變成了二級(jí)頁(yè)表。二級(jí)頁(yè)表的地址轉(zhuǎn)換如下圖所示：

當(dāng)然，如果程序的虛擬空間更大，那么也可以用三級(jí)頁(yè)表來(lái)管理。為了具有通用性，Linux系統(tǒng)使用了三級(jí)頁(yè)表結(jié)構(gòu)：頁(yè)目錄(Page Directory，PGD)、中間頁(yè)目錄(Page Middle Directory，PMD)、頁(yè)表(Page Table，PTE)。

Linux的頁(yè)表結(jié)構(gòu)

為了通用，Linux系統(tǒng)使用了三級(jí)頁(yè)表結(jié)構(gòu)：頁(yè)目錄、中間頁(yè)目錄和頁(yè)表。PGD為 ***頁(yè)表，是一個(gè)pgdt數(shù)據(jù)類型的數(shù)組，每個(gè)數(shù)組元素指向一個(gè)中間頁(yè)目錄;PMD為 二級(jí)頁(yè)表，是一個(gè)pmdt數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)的數(shù)組，每個(gè)數(shù)組元素指向一個(gè)頁(yè)表;PTE則是 頁(yè)表，是一個(gè)pte_t數(shù)據(jù)類型的數(shù)組，每個(gè)元素中含有物理地址。

為了應(yīng)用上的靈活，Linux使用一系列的宏來(lái)掩蓋各種平臺(tái)的細(xì)節(jié)。用戶可以在配置文件 config中根據(jù)自己的需要對(duì)頁(yè)表進(jìn)行配置，以決定是使用三級(jí)頁(yè)表還是使用二級(jí)頁(yè)表。

在系統(tǒng)編譯時(shí)，會(huì)根據(jù)配置文件 config中的配置，把目錄 include/asm符號(hào)連接到具體CPU專用的文件目錄中。例如，對(duì)于i386CPU，該目錄符號(hào)會(huì)連接到include/asm-i386，并在文件pgable-2level-defs.h中定義了二級(jí)頁(yè)表的基本結(jié)構(gòu)，如下圖：

其中還定義了：

#define PGDIR_SHIFT  22                             //PGD在線性地址中的起始地址為bit22 
#define PTRS_PER_PGD  1024                           //PGD共有1024個(gè)表項(xiàng) 
                      
#define PTRS_PER_PTE  1024                           //PTE共有1024個(gè)表項(xiàng) 
#endif 

在文件include/asm-i386/pgtable.h中定義了頁(yè)目錄和頁(yè)表項(xiàng)的數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)，如下：

typedof struct { unsigned long pte_low; }  pte_t ;                     //頁(yè)表中的物理地址，頁(yè)框碼 
typedof struct { unsigned long pgd; }  pgd_t ;                         //指向一個(gè)頁(yè)表 
typedof struct { unsigned long pgprot; }  pgprot_t ;                   //頁(yè)表中的各個(gè)狀態(tài)信息和訪問(wèn)權(quán)限 

從定義可知，它們都是只有一個(gè) 長(zhǎng)整型類型(32位)的結(jié)構(gòu)體。

注意：如上文的“頁(yè)的保護(hù)”部分，頁(yè)框碼代表物理地址，只需要高20位就夠了(因?yàn)轫?yè)框的長(zhǎng)度為4KB，因此頁(yè)內(nèi)偏移12位)。而后12位可以存放各個(gè)狀態(tài)信息和訪問(wèn)權(quán)限。但是Linux并沒(méi)有這樣做，反而重新定義了一個(gè)結(jié)構(gòu)體來(lái)存放，通過(guò)“或”運(yùn)算來(lái)將兩者結(jié)合。