linux内核之内存寻址--------页映射机制详解

线性地址到物理地址的转换 

首先我们来看linux是怎样巧妙地绕过了段机制：

     由于绝大多数硬件平台都不支持段机制，只支持分页机制，所以为了让Linux具有更好的可移植性，也为了使内存管理变得简单，让所有进程用同样的线性地址空间（0～4G）。我们需要去掉段机制而只使用分页机制。但不幸的是，80X86规定段机制是不可禁止的，因此不可能绕过它直接给出线性地址空间的地址。万般无奈之下，Linux的设计人员干脆让段的基地址为0，而段的界限为4GB，这时任意给出一个偏移量，则等式为“0+偏移量=线性地址”，也就是说“偏移量＝线性地址”。另外由于段机制规定“偏移量 < 4GB”，所以偏移量的范围为0H～FFFFFFFFH，这恰好是线性地址空间范围，也就是说虚拟地址直接映射到了线性地址，我们以后所提到的虚拟地址和线性地址指的也就是同一地址

    80386开始支持存储器分页管理机制。分页机制是存储器管理机制的第二部分。段管理机制实现虚拟地址(由段和偏移构成的逻辑地址)到线性地址的转换，分页管理机制实现线性地址到物理地址的转换。如果不启用分页管理机制，那么线性地址就是物理地址。

    在80386中，页的大小固定为4K字节，每一页的边界地址必须是4K的倍数。因此，4G大小的地址空间被划分为1M个页，页的开始地址具有 “XXXXX000H”的形式，既低12位都为0。为此，我们把页开始地址的高20位XXXXXH称为页码。线性地址空间页的页码也就是页开始边界线性地址的高20位；物理地址空间页的页码也就是页开始边界物理地址的高20位。可见，页码左移12位就是页的开始地址，所以页码规定了页。

    由于页的大小固定为4K字节，且页的边界是4K的倍数，所以在把32位线性地址转换成32位物理地址的过程中，低12位地址保持不变。也就是说，线性地址的低12位就是物理地址的低12位。假设分页机制采用的转换映射把线性地址空间的XXXXXH页映射到物理地址空间的YYYYYH页，那么线性地址 XXXXXxxxH被转换为YYYYYxxxH。因此，线性地址到物理地址的转换要解决的是线性地址空间的页到物理地址空间的页的映射，也就是线性地址高 20位到物理地址高20位的转换。

1.映射表结构

    线 性地址空间的页到物理地址空间的页之间的映射用表来描述。由于4G的地址空间划分为1M个页，因此，如果用一张表来描述这种映射，那么该映射表就要有1M 个表项，若每个表项占用4个字节，那么该映射表就要占用4M字节。为避免映射表占用如此巨大的存储器资源，所以80386把页映射表分为两级。

    页 映射表的第一级称为页目录表，存储在一个4K字节的物理页中。页目录表共有1K个表项，其中，每个表项为4字节长，包含对应第二级表所在物理地址空间页的 页码。页映射表的第二级称为页表，每张页表也安排在一个4K字节的页中。每张页表都有1K个表项，每个表项为4字节长，包含对应物理地址空间页的页码。由于页目录表和页表均由1K个表项组成，所以使用10位的索引就能指定表项，即用10位的索引值乘以4加基地址就得到了表项的物理地址。

    下图显示了由页目录表和页表构成的页映射表结构。从图中可见，控制寄存器CR3指定页目录表；页目录表可以指定1K个页表，这些页表可以分散存放在任意的物理页中，而不需要连续存放；每张页表可以指定1K个物理地址空间的页，这些物理地址空间的页可以任意地分散在物理地址空间中。需要注意的是，存储页目录表和页表的基地址是对齐在4K字节边界上的。

 

       分页管理机制通过上述页目录表和页表实现32位线性地址到32位物理地址的转换。控制寄存器CR3的高20位作为页目录表所在物理页的页码。首先把线性地 址的最高10位(即位22至位31)作为页目录表的索引，对应表项所包含的页码指定页表；然后，再把线性地址的中间10位(即位12至位21)作为所指定 的页目录表中的页表项的索引，对应表项所包含的页码指定物理地址空间中的一页；最后，把所指定的物理页的页码作为高20位，把线性地址的低12位不加改变 地作为32位物理地址的低12位。

不存在的页表

    采用上述页映射 表结构，存储全部1K张页表需要4M字节，此外还需要4K字节用于存储页目录表。这样的两级页映射表似乎反而比单一的整张页映射表多占用4K字节。其实不然，事实上不需要在内存中存储完整的两级页映射表。两级页映射表结构中对于线性地址空间中不存在的或未使用的部分不必分配页表。除必须给页目录表分配物理页外，仅当在需要时才给页表分配物理页，于是页映射表的大小就对应于实际使用的线性地址空间大小。因为任何一个实际运行的程序使用的线性地址空间都远小于 4G字节，所以用于分配给页表的物理页也远小于4M字节。

    页目录表项中的存在位P表明对应页表是否有效。如果P=1，表明对应页表 有效，可利用它进行地址转换；如果P=0，表明对应页表无效。如果试图通过无效的页表进行线性地址到物理地址的转换，那么将引起页故障。因此，页目录表项 中的属性位P使得操作系统只需给覆盖实际使用的线性地址范围的页表分配物理页。

    页目录表项中的属性位P页可用于把页表存储在虚拟存 储器中。当发生由于所需页表无效而引起的页故障时，页故障处理程序再申请物理页，从磁盘上把对应的页表读入，并把对应页目录表项中的P位置1。换言之，可 以当需要时才为所要的页表分配物理页。这样页表占用的物理页数量可降到最小。

页的共享

    由上述页映射表结构可见，分页机制没有全局页和局部页的规定。每一个任务可使用自己的页映射表独立地实现线性地址到物理地址的转换。但是，如果使每一个任务所用的页映射表具有部分相同的映射，那么也就可以实现部分页的共享。

    常用的实现页共享的方法是不同任务的部分相同的线性地址空间的映射信息相同，具体表现为部分页表相同或页表内的部分表项的页码相同。例如，如果任务A和任务B分别使用的页目录表A和页目录表B内的第0项中的页码相同，也就是页表0相同，那么任务A和任务B的00000000H至 003FFFFFH线性地址空间就映射到相同的物理页。再如，任务A和任务B使用的页表0不同，但这两张页表内第0至第0FFH项的页码对应相同，那么任 务A和任务B的00000000H至000FFFFFH线性地址空间就映射到相同的物理页。

需要注意的是，共享的页表应由两个页目录中同样的目录项所指定。这一点很重要，因为它保证了在两个任务中同样的线性地址范围将映射到该全局区域。

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