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詳解Linux系統內存尋址的分頁機制

日期:2017/3/2 16:26:24   编辑:Linux服務器

  分頁機制在段機制之後進行,以完成線性—物理地址的轉換過程。段機制把邏輯地址轉換為線性地址,分頁機制進一步把該線性地址再轉換為物理地址。

  硬件中的分頁

  分頁機制由CR0中的PG位啟用。如PG=1,啟用分頁機制,並使用本節要描述的機制,把線性地址轉換為物理地址。如PG=0,禁用分頁機制,直接把段機制產生的線性地址當作物理地址使用。分頁機制管理的對象是固定大小的存儲塊,稱之為頁 (page)。分頁機制把整個線性地址空間及整個物理地址空間都看成由頁組成,在線性地址空間中的任何一頁,可以映射為物理地址空間中的任何一頁(我們把物理空間中的一頁叫做一個頁面或頁框(page frame))。

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  80386 使用4K字節大小的頁。每一頁都有4K字節長,並在4K字節的邊界上對齊,即每一頁的起始地址都能被4K整除。因此,80386把4G字節的線性地址空間,劃分為1G個頁面,每頁有4K字節大小。分頁機制通過把線性地址空間中的頁,重新定位到物理地址空間來進行管理,因為每個頁面的整個4K字節作為一個單位進行映射,並且每個頁面都對齊4K字節的邊界,因此,線性地址的低12位經過分頁機制直接地作為物理地址的低12位使用。

  為什麼使用兩級頁表

  假設每個進程都占用了4G的線性地址空間,頁表共含1M個表項,每個表項占4個字節,那麼每個進程的頁表要占據4M的內存空間。為了節省頁表占用的空間,我們使用兩級頁表。每個進程都會被分配一個頁目錄,但是只有被實際使用頁表才會被分配到內存裡面。一級頁表需要一次分配所有頁表空間,兩級頁表則可以在需要的時候再分配頁表空間。

  兩級頁表結構

  兩級表結構的第一級稱為頁目錄,存儲在一個4K字節的頁面中。頁目錄表共有1K個表項,每個表項為4個字節,並指向第二級表。線性地址的最高10位(即位31~位32)用來產生第一級的索引,由索引得到的表項中,指定並選擇了1K個二級表中的一個表。

  兩級表結構的第二級稱為頁表,也剛好存儲在一個4K字節的頁面中,包含1K個字節的表項,每個表項包含一個頁的物理基地址。第二級頁表由線性地址的中間10 位(即位21~位12)進行索引,以獲得包含頁的物理地址的頁表項,這個物理地址的高20位與線性地址的低12位形成了最後的物理地址,也就是頁轉化過程輸出的物理地址。

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  頁目錄項

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  第31~12位是20位頁表地址,由於頁表地址的低12位總為0,所以用高20位指出32位頁表地址就可以了。因此,一個頁目錄最多包含1024個頁表地址。

  第0位是存在位,如果P=1,表示頁表地址指向的該頁在內存中,如果P=0,表示不在內存中。

  第1位是讀/寫位,第2位是用戶/管理員位,這兩位為頁目錄項提供硬件保護。當特權級為3的進程要想訪問頁面時,需要通過頁保護檢查,而特權級為0的進程就可以繞過頁保護。

  第3位是PWT(Page Write-Through)位,表示是否采用寫透方式,寫透方式就是既寫內存(RAM)也寫高速緩存,該位為1表示采用寫透方式

  第4位是PCD(Page Cache Disable)位,表示是否啟用高速緩存,該位為1表示啟用高速緩存。

  第5位是訪問位,當對頁目錄項進行訪問時,A位=1。

  第7位是Page Size標志,只適用於頁目錄項。如果置為1,頁目錄項指的是4MB的頁面,請看後面的擴展分頁。

  第9~11位由操作系統專用,Linux也沒有做特殊之用。

  頁面項

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  80386的每個頁目錄項指向一個頁表,頁表最多含有1024個頁面項,每項4個字節,包含頁面的起始地址和有關該頁面的信息。頁面的起始地址也是4K的整數倍,所以頁面的低12位也留作它用。

  第31~12位是20位物理頁面地址,除第6位外第0~5位及9~11位的用途和頁目錄項一樣,第6位是頁面項獨有的,當對涉及的頁面進行寫操作時,D位被置1。

  4GB的內存只有一個頁目錄,它最多有1024個頁目錄項,每個頁目錄項又含有1024個頁面項,因此,內存一共可以分成1024×1024=1M個頁面。由於每個頁面為4K個字節,所以,存儲器的大小正好最多為4GB。

  線性地址到物理地址的轉換

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  32位線性地址到物理地址的轉換

  1.CR3包含著頁目錄的起始地址,用32位線性地址的最高10位A31~A22作為頁目錄的頁目錄項的索引,將它乘以4,與CR3中的頁目錄的起始地址相加,形成相應頁表的地址。

  2.從指定的地址中取出32位頁目錄項,它的低12位為0,這32位是頁表的起始地址。用32位線性地址中的A21~A12位作為頁表中的頁面的索引,將它乘以4,與頁表的起始地址相加,形成32位頁面地址。

  3.將A11~A0作為相對於頁面地址的偏移量,與32位頁面地址相加,形成32位物理地址。

  擴展分頁

  從奔騰處理器開始,Intel微處理器引進了擴展分頁,它允許頁的大小為4MB。

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  在擴展分頁的情況下,分頁機制把32位線性地址分成兩個域:最高10位的目錄域和其余22位的偏移量。

  頁面高速緩存

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  由於在分頁情況下,每次存儲器訪問都要存取兩級頁表,這就大大降低了訪問速度。所以,為了提高速度,在386中設置一個最近存取頁面的高速緩存硬件機制,它 自動保持32項處理器最近使用的頁面地址,因此,可以覆蓋128K字節的存儲器地址。當進行存儲器訪問時,先檢查要訪問的頁面是否在高速緩存中,如果在, 就不必經過兩級訪問了,如果不在,再進行兩級訪問。平均來說,頁面高速緩存大約有98%的命中率,也就是說每次訪問存儲器時,只有2%的情況必須訪問兩級分頁機構。這就大大加快了速度。

  Linux中的分頁機制

  Linux使用了一個適合32位和64位系統的分頁機制。

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  頁全局目錄

  頁頂級目錄

  頁中間目錄

  頁表

  頁全局目錄包含若干頁上級目錄的地址,頁上級目錄又依次包含若干頁中間目錄的地址,而頁中間目錄又包含若干頁表的地址。每一個頁表項指向一個頁框。線性地址因此被分成五個部分。圖中沒有顯示位數,因為每一部分的大小與具體的計算機體系結構有關。

  對於沒有啟用物理地址擴展的32位系統,兩級頁表已經足夠了。從本質上說,Linux通過使“頁上級目錄”位和“頁中間目錄”位全為0,徹底取消了頁上級目錄和頁中間目錄字段。不過,頁上級目錄和頁中間目錄在指針序列中的位置被保留,以便同樣的代碼在32位系統和64位系統下都能使用。內核為頁上級目錄和頁中間目錄保留了一個位置,這是通過把它們的頁目錄項數設置為1,並把這兩個目錄項映射到頁全局目錄的一個合適的目錄項而實現的。

  啟用了物理地址擴展的32 位系統使用了三級頁表。Linux的頁全局目錄對應80×86 的頁目錄指針表(PDPT),取消了頁上級目錄,頁中間目錄對應80×86的頁目錄,Linux的頁表對應80×86的頁表。

  最後,64位系統使用三級還是四級分頁取決於硬件對線性地址的位的劃分。

  總結

  這裡我們不討論代碼實現,只關注原理。從上面的討論可以看到分頁機制主要依賴硬件的實現。Linux采用的四級頁表只是為了最大化兼容不同的硬件實現,單就IA32架構的CPU來說,就有多種分頁實現,常規分頁機制,PAE機制等。

  我們雖然討論的是Linux的分頁機制,實際上我們用了大部分篇幅來討論Intel CPU的分頁機制實現。因為Linux的分頁機制是建立在硬件基礎之上的,不同的平台需要有不同的實現。Linux在軟件層面構造的虛擬地址,最終還是要通過MMU轉換為物理地址,也就是說,不管Linux的分頁機制是怎樣實現的,CPU只按照它的分頁實現來解讀線性地址,所以Linux傳給CPU的線性地址必然是滿足硬件實現的。例如說:Linux在32位CPU上,它的四級頁表結構就會兼容到硬件的兩級頁表結構。可見,Linux在軟件層面上做了一層 抽象,用四級頁表的方式兼容32位和64位CPU內存尋址的不同硬件實現。

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