Linux从头学15：【页目录和页表】-理论 + 实例 + 图文的最完全、最接地气详解（Linux页表）

作 者：道哥，10+年嵌入式开发老兵，专注于：

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目录

页表的拆分过程

页目录结构

几个相关的寄存器

加载用户程序时: 页目录、页表的分配和填充过程

线性地址到物理地址的查找、计算实例

在x86系统中，为了能够更加充分、灵活的使用

物理内存

，把物理内存按照4KB的单位进行分页。

然后通过中间的映射表，把

连续的虚拟内存

空间，映射到

离散的物理内存

空间。

映射表中的每一个表项，都指向一个物理页的开始地址。

但是这样的映射表有一个明显的

缺点

：映射表自身也是需保存在

物理

内存中的。

在 32 位系统中，它使用了多达4MB的物理内存空间(每个表项4个字节，一共有4G/4K个表项)。

为了解决这个问题，x86处理器使用了两级转换：

页目录和页表

。

这篇文章，我们就从最基础的底层计算过程入手，把这个最重要的内存管理机制搞定，以后再学习更深入的知识点时，就会更容易理解了。

页表的拆分过程

在一个32位的系统中，

物理

内存的最大可表示空间就是0xFFFF_FFFF，也就是4GB。

虽然实际安装的物理内存可能远远没有这么大，但是在设计内存管理机制的时候，还是需要按照

最大的

可寻址范围来进行设计的。

按照一个物理页4KB的单位来划分，4GB空间可以分割为1024 * 1024个物理页:

在上一篇文章中，使用

单一的

映射表来指向这些物理页，导致了映射表自身占据了太多的物理内存空间。

一个用户程序中定义的几个段，可能实际上只使用了很小的空间，完全用不到 4 MB。

但是仍然需要为它分配多达 4MB 的物理内存空间来保存这个映射表，很浪费。

为了解决这个问题，可以把这个单一映射表

拆分

成1024个体积更小的映射表：

每一个映射表中，只有 1024 个表项，每一个表项仍然指向一个物理页的起始地址;

一共使用 1024 个这样的映射表;

这样一来，1024(每个表中的表项个数) * 1024(表的个数)，仍然可以覆盖4GB的物理内存空间。

这里的每一个表，就称作

页表

，所以一共有1024个页表。

一个页表中一共有1024个表项，每一个页表项占用4个字节，所以一个页表就占用4KB的物理内存空间，正好是一个物理页的大小。

也许有的小伙伴就开始算账了：一个页表自身占用4KB，那么1024个页表一共就占用了4MB的物理内存空间，仍然是很多啊？

是的，从总数上看是这样，但是：一个应用程序是

不可能完全使用全部的 4GB 空间的

，也许只要几十个页表就可以了。

例如：一个用户程序的代码段、数据段、栈段，一共就需要10 MB的空间，那么使用3个页表就足够了，加上页目录，一共需要16 KB的空间。

计算过程：

每一个页表项指向一个 4KB 的物理页，那么一个页表中 1024 个页表项，一共能覆盖 4MB 的物理内存;

那么 10MB 的程序，向上对齐取整之后(4MB 的倍数，就是 12 MB)，就需要 3 个页表就可以了。

记住上图中的一句话：

一个页表，可以覆盖 4MB 的物理内存空间(1024 * 4 KB)。

页表中，每一个表项的格式如下：

注意下面的这几个属性：

P(Present): 存在位。1 - 物理页存在; 0 - 物理页不存在;

RW(Read/Write): 读/写位。1 - 这个物理页可读可写; 0 - 这个物理页只可读;

D(Dirty): 脏位。表示这个物理页中的数据是否被写过;

页目录结构

现在，每一个物理页，都被一个

页表

中的一个表项来指向了，那么这1024个页表的地址，应该怎么来管理呢？

答案是：

页目录表！

顾名思义：

在页目录中，每一个表项指向一个页表的开始地址(物理地址)

。

操作系统在加载用户程序的时候，不仅仅需要分配物理内存，来存放程序的内容;

而且还需要分配物理内存，用来保存程序的页目录和页表。

再来算算账：

刚才说过：

每一个页表

覆盖4MB的内存空间，那么页目录中一共有1024个表项，指向1024个页表的物理地址。

那么

页目录

能覆盖的内存空间就是1024 * 4MB，也就是4GB，正好是32位地址的最大寻址范围。

页目录中，每一个表项的格式如下：

其中的属性字段，与页表中的属性类似，只不过它的描述对象是

页表

。

还有一点：

每一个用户程序都有自己的页目录和页表！

下文有详细说明。

几个相关的寄存器

现在，所有

页表

的物理地址被

页目录

表项指向了，那么

页目录的物理地址，处理器是怎么知道的呢

？

答案就是：CR3 寄存器，也叫做: PDBR(Page Table Base Register)。

这个寄存器中，保存了当前

正在执行

的那个任务的页目录地址。

每个任务(程序)都有自己的页目录和页表，页目录表的地址被记录在任务的TSS段中。

当操作系统调度任务的时候，处理器就会找到即将执行的

新任务

的 TSS段信息，然后把

新任务的页目录开始地址

更新到CR3寄存器中。

当新任务的指令开始被执行时，处理器在获取指令、操作数据时，操作的是

线性地址

。

页处理单元就会从CR3 寄存器中保存的页目录表开始，把这个

线性地址

最终转换成

物理地址

。

当然，处理器中还有一个快表，用来加快从线性地址到物理地址的转换过程。

CR3寄存器的格式如下：

顺便把官网上的其他几个控制寄存器都贴出来：

其中，CR0寄存器的最高位PG，就是

开启页处理单元的开关

。

也即是说：

当系统上电之后，刚开始的地址寻址方式一直是

[段:偏移地址]

的方式。

当启动代码准备好页目录和页表之后，就可以设置

CR0.PG = 1

。

此时，处理器中的页处理单元就开始工作了：

面对任何一个线性地址，都要经过页处理单元之后，才得到一个物理地址。

加载用户程序时: 页目录、页表的分配和填充过程

在之前的文章中，介绍过一个用户程序被操作系统加载的全过程，简述如下：

读取程序 header 信息，解析出程序的总长度，从任务自己的虚拟内存中分配一块足够的连续空间;

分配一个空闲物理页，用作程序的页目录，页目录的地址会记录在稍后创建的 TSS 段中;

使用虚拟内存中的线性地址，分配一个物理页(4 KB)，登记到页目录和页表中;

从硬盘上读取 8 个扇区的数据(每个扇区 512 字节)，存放到刚才分配的物理页中;

检查程序内容是否读取完毕：是-进入第 6 步；否-返回到第 3 步;

为用户程序创建一些必要的内核数据结构，比如：TSS、TCB/PCB 等等;

为用户程序创建 LDT，并且在其中创建每一个段描述符;

把操作系统的页目录中高端地址部分的表项，复制给用户程序的页目录表。

这样的话，所有用户程序的页目录中，高端地址的表项都指向相同的页表地址，就达到了共享“操作系统空间”的目的。

这里主要聊一下第3步，假设用户程序文件在硬盘上的长度是20 MB，电脑中实际安装的物理内存是1 GB。

可以先计算一下：页目录中，每一个表项覆盖的空间是 4 MB，那么 20 MB的数据，需要 5 个表项就可以了。

在初始状态，

页目录

中的所有表项都是空的，其中的P位都是为0，表示

页表不存在

。

操作系统首先从

虚拟内存

中，分配一块20 MB的空间，假设从1 GB（0x4000_0000）的地址处开始吧，这个地址是

线性地址

。

也就是说把应用程序的文件读取到内存中，从地址0x4000_0000开始存放，向高地址方向增长。

注意：在“平坦”型分段模型下，线性地址等于虚拟地址。

0x4000_0000 = 0100_0000_0000_0000___0000_0000_0000_0000

前10位表示该线性地址在

页目录中的索引

，中间10位表示

页表中的索引

，最后12位表示

物理页中的偏移地址

。

因此，前10位就是 0100_0000_00，表示这个线性地址位于页目录中的第256个表项：

操作系统发现这个表项中为

空，没有指向任何一个页表

。

于是就从物理内存中，找一个

空闲的物理页

，用作页目录中第256个表项指向的

页表

。

注意：这个物理页是用作页表，而

不是

用作存储用户程序文件。

假设在物理内存上128 MB (0x0800_0000)的地址处，找到一个空闲的物理页，用作这个页表。

把页表中的1024个表项全部清空，并且把

页表的物理地址

0x0800_0000，登记在

页目录

中的第256个表项中：0x08000（上图黄色部分）。

为什么不是 0x0800_0000？

因为一个物理页的地址一定是4KB对齐的(最后的12位全部为0)，所以页目录的表项中只需要记录页表地址的

高 20 位

即可。

现在，页表也有了，下面就是

分配一个物理页来存储程序的内容

。

假设在刚才那个物理页(用作

页表

的那个)的上面，又找到一个空闲的物理页，地址是：0x0800_1000。

此时，这个用于存放程序内容的物理页的地址，就需要记录在

页表的一个表项中

了。

那么应该记录在页表中的什么位置呢？也就是应该登记在

哪一个表项

中呢？

需要根据线性地址的

中间 10 位

来确定：

0x4000_0000 = 0100_0000_0000_0000___0000_0000_0000_0000

中间10位的全部是0，说明索引值就是0，也就是说页表中的第0个表项，保存这个

物理页的地址

，如下图所示：

一个物理页的地址一定是4KB对齐的(最后的12位全部为0)，所以只需要记录物理页地址的

高 20 位

即可。

用于存储程序文件内容的物理页分配好了，下面就开始从硬盘中读取程序文件的内容了。

一个物理页的大小是4 KB，硬盘上一个扇区的大小是512 B，那么从硬盘上连续读取8个扇区的数据就可以把一个物理页写满。

刚才已经假设：用户程序文件在硬盘上的长度是20 MB。

当读取了一个物理页的内容后，通过计算发现用户程序内容还

没有读取完

，于是继续重复以上流程。

线性地址增加 4KB：0x4000_1000 = 0100_0000_0000_0000___0001_0000_0000_0000;

前 10 位没有变，仍然是页目录中的第 256 个表项，发现这个表项指向的页表已经存在了，于是就不用再分配物理页用作页表了;

分配一个空闲物理页，用于存放程序内容，假设在 0x0100_4000处找到一个，把这个地址登记在页表中;

此时，线性地址的中间 10 位的索引值是 1，所以登记在页表中的第 1 个表项。

从硬盘上读取 8 个扇区的数据，写入这个物理页;

因为

页目录

中一个表项所覆盖的范围是4 MB(也就是一个页表中1024个表项所指向的物理页空间的总和)。

所以当读取了4 MB的程序内容之后，这个

页表中的所有表项

就被填满了。

此时，读取的程序内容所占用的

【线性地址】

空间是：0x4000_0000 ~ 0x403F_FFFF。

下面再继续读取新内容时，就从 0x4040_0000 这个线性地址处开始存放，读取过程与上面都是一样的：

确定页目录表项：

0x4040_0000 = 0100_0000_0100_0000___0000_0000_0000_0000，前 10 位的索引值是 257;

发现 257 这个表项为空，于是分配一个空闲的物理页，用作页表;

分配一个物理页，用作存储程序文件的内容，并把这个物理页的地址记录在页表中;

线性地址 0x4040_0000 的中间 10 位的索引值是 0，所以登记在页表的第一个表项中;

后面的过程就不再唠叨了，一样一样的~~

最终的

页目录和页表

的布局，类似下面这张图：

线性地址到物理地址的查找、计算实例

如果理解了上一个主题的内容，那么部分应该就可以不用再看了，因为它俩是

相反的

过程，而且查找过程更简单一些。

仍然继续我们的假设：

用户程序的长度是 20 MB，存放在虚拟内存 0x4000_0000 ~ 0x4140_0000 (线性地址)这段空间内;

代码段的长度是 8 MB，从虚拟内存的 0x40C0_0000 处开始存放;

也就是如下图所示：

现在，用户程序的内容已经全部读取到内存中了，

页目录、页表

全部都安排妥当了。

在页目录表中，一共有

5 个表项

，正好表示这20MB的地址空间。

其中，

8 MB 的代码

所存储的物理页地址，登记在页目录表中的

259 和 260

这两个表项中(上图右侧的绿色表项)。

目标：

处理器在执行代码时，遇到一个

线性地址

0x4100_8800，页处理单元需要把它转换得到

物理地址

。

0x4100_8800 = 0100_0001_0000_0000___1000_1000_0000_0000

首先，根据线性地址的

前 10 位(0100_0001_00)

，得到它在页目录中的索引值为260。

这个表项中记录的页表地址为 0x08040，因为页表地址的低12位一定是bit0，因此这个页表的地址就是0x0804_0000。

页目录表的开始地址，肯定是从 CR3 寄存器获取的;

然后，根据线性地址的

中间 10 位(00_0000___1000)

，得到页表中的索引值为8。

这个表项中记录的物理页地址为 0x02004，补上低位的12个bit0，就得到物理页的开始地址是0x0200_4000。

最后，根据线性地址的

最后 12 位(1000_0000_0000)

，得到它在物理页的偏移量 2048。

也就是说：从物理页的开始地址(0x0200_4000)，偏移2048个字节的地方，就是这个

线性地址

(0x4100_8080)对应的

物理地址

(0x0200_4800)。

大功告成！

关于虚拟地址到物理地址的转换、页目录和页表的查找过程，基本就讨论结束了。

不知道客官您是否已经酒足饭饱？

下周再写一篇对页目录和页表自身的

“元操作”

，这个系列文章就基本结束了。

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