详解Linux系统内存寻址的分页机制

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详解Linux系统内存寻址的分页机制

来源: 作者: 时间:2015-12-01 17:20 【

这篇文章主要介绍了Linux系统内存寻址的分页机制,CPU只按照分页实现来解读线性地址,需要的朋友可以参考下
这篇文章主要介绍了Linux系统内存寻址的分页机制,CPU只按照分页实现来解读线性地址,需要的朋友可以参考下

分页机制在段机制之后进行,以完成线性—物理地址的转换过程。段机制把逻辑地址转换为线性地址,分页机制进一步把该线性地址再转换为物理地址。

硬件中的分页

分页机制由CR0中的PG位启用。如PG=1,启用分页机制,并使用本节要描述的机制,把线性地址转换为物理地址。如PG=0,禁用分页机制,直接把段机制产生的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 (page)。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或页框(page frame))。
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80386 使用4K字节大小的页。每一页都有4K字节长,并在4K字节的边界上对齐,即每一页的起始地址都能被4K整除。因此,80386把4G字节的线性地址空间,划分为1G个页面,每页有4K字节大小。分页机制通过把线性地址空间中的页,重新定位到物理地址空间来进行管理,因为每个页面的整个4K字节作为一个单位进行映射,并且每个页面都对齐4K字节的边界,因此,线性地址的低12位经过分页机制直接地作为物理地址的低12位使用。

为什么使用两级页表

假设每个进程都占用了4G的线性地址空间,页表共含1M个表项,每个表项占4个字节,那么每个进程的页表要占据4M的内存空间。为了节省页表占用的空间,我们使用两级页表。每个进程都会被分配一个页目录,但是只有被实际使用页表才会被分配到内存里面。一级页表需要一次分配所有页表空间,两级页表则可以在需要的时候再分配页表空间。

两级页表结构

两级表结构的第一级称为页目录,存储在一个4K字节的页面中。页目录表共有1K个表项,每个表项为4个字节,并指向第二级表。线性地址的最高10位(即位31~位32)用来产生第一级的索引,由索引得到的表项中,指定并选择了1K个二级表中的一个表。

两级表结构的第二级称为页表,也刚好存储在一个4K字节的页面中,包含1K个字节的表项,每个表项包含一个页的物理基地址。第二级页表由线性地址的中间10 位(即位21~位12)进行索引,以获得包含页的物理地址的页表项,这个物理地址的高20位与线性地址的低12位形成了最后的物理地址,也就是页转化过程输出的物理地址。
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页目录项
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第31~12位是20位页表地址,由于页表地址的低12位总为0,所以用高20位指出32位页表地址就可以了。因此,一个页目录最多包含1024个页表地址。

第0位是存在位,如果P=1,表示页表地址指向的该页在内存中,如果P=0,表示不在内存中。

第1位是读/写位,第2位是用户/管理员位,这两位为页目录项提供硬件保护。当特权级为3的进程要想访问页面时,需要通过页保护检查,而特权级为0的进程就可以绕过页保护。

第3位是PWT(Page Write-Through)位,表示是否采用写透方式,写透方式就是既写内存(RAM)也写高速缓存,该位为1表示采用写透方式

第4位是PCD(Page Cache Disable)位,表示是否启用高速缓存,该位为1表示启用高速缓存。

第5位是访问位,当对页目录项进行访问时,A位=1。

第7位是Page Size标志,只适用于页目录项。如果置为1,页目录项指的是4MB的页面,请看后面的扩展分页。

第9~11位由操作系统专用,Linux也没有做特殊之用。

页面项
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80386的每个页目录项指向一个页表,页表最多含有1024个页面项,每项4个字节,包含页面的起始地址和有关该页面的信息。页面的起始地址也是4K的整数倍,所以页面的低12位也留作它用。

第31~12位是20位物理页面地址,除第6位外第0~5位及9~11位的用途和页目录项一样,第6位是页面项独有的,当对涉及的页面进行写操作时,D位被置1。

4GB的内存只有一个页目录,它最多有1024个页目录项,每个页目录项又含有1024个页面项,因此,内存一共可以分成1024×1024=1M个页面。由于每个页面为4K个字节,所以,存储器的大小正好最多为4GB。

线性地址到物理地址的转换
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32位线性地址到物理地址的转换

1.CR3包含着页目录的起始地址,用32位线性地址的最高10位A31~A22作为页目录的页目录项的索引,将它乘以4,与CR3中的页目录的起始地址相加,形成相应页表的地址。

2.从指定的地址中取出32位页目录项,它的低12位为0,这32位是页表的起始地址。用32位线性地址中的A21~A12位作为页表中的页面的索引,将它乘以4,与页表的起始地址相加,形成32位页面地址。

3.将A11~A0作为相对于页面地址的偏移量,与32位页面地址相加,形成32位物理地址。

扩展分页

从奔腾处理器开始,Intel微处理器引进了扩展分页,它允许页的大小为4MB。
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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。

页面高速缓存
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由于在分页情况下,每次存储器访问都要存取两级页表,这就大大降低了访问速度。所以,为了提高速度,在386中设置一个最近存取页面的高速缓存硬件机制,它 自动保持32项处理器最近使用的页面地址,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。

Linux中的分页机制

Linux使用了一个适合32位和64位系统的分页机制。
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页全局目录

页顶级目录

页中间目录

页表

页全局目录包含若干页上级目录的地址,页上级目录又依次包含若干页中间目录的地址,而页中间目录又包含若干页表的地址。每一个页表项指向一个页框。线性地址因此被分成五个部分。图中没有显示位数,因为每一部分的大小与具体的计算机体系结构有关。

对于没有启用物理地址扩展的32位系统,两级页表已经足够了。从本质上说,Linux通过使“页上级目录”位和“页中间目录”位全为0,彻底取消了页上级目录和页中间目录字段。不过,页上级目录和页中间目录在指针序列中的位置被保留,以便同样的代码在32位系统和64位系统下都能使用。内核为页上级目录和页中间目录保留了一个位置,这是通过把它们的页目录项数设置为1,并把这两个目录项映射到页全局目录的一个合适的目录项而实现的。

启用了物理地址扩展的32 位系统使用了三级页表。Linux的页全局目录对应80×86 的页目录指针表(PDPT),取消了页上级目录,页中间目录对应80×86的页目录,Linux的页表对应80×86的页表。

最后,64位系统使用三级还是四级分页取决于硬件对线性地址的位的划分。

总结

这里我们不讨论代码实现,只关注原理。从上面的讨论可以看到分页机制主要依赖硬件的实现。Linux采用的四级页表只是为了最大化兼容不同的硬件实现,单就IA32架构的CPU来说,就有多种分页实现,常规分页机制,PAE机制等。

我们虽然讨论的是Linux的分页机制,实际上我们用了大部分篇幅来讨论Intel CPU的分页机制实现。因为Linux的分页机制是建立在硬件基础之上的,不同的平台需要有不同的实现。Linux在软件层面构造的虚拟地址,最终还是要通过MMU转换为物理地址,也就是说,不管Linux的分页机制是怎样实现的,CPU只按照它的分页实现来解读线性地址,所以Linux传给CPU的线性地址必然是满足硬件实现的。例如说:Linux在32位CPU上,它的四级页表结构就会兼容到硬件的两级页表结构。可见,Linux在软件层面上做了一层 抽象,用四级页表的方式兼容32位和64位CPU内存寻址的不同硬件实现。

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