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8.内存分页机制

内存分页机制

一、段的换入换出

在保护模式下，CPU 引用一个段时，都要先查看段描述符。很多时候，段描述符存在于描述符表（GDT 或 LDT），但与此对应的段并不在内存中，也就是说，CPU 允许在描述符中已注册的段不在内存中存在。这就是它提供给软件使用的策略，我们利用它实现段式内存管理。

  • 如果该描述符中的 P 位为 1，表示该段在内存中存在。访问过该段后，CPU 将段描述符中的 type 中的 A 位置 1。表示近来刚访问过该段。
  • 相反，如果 P 位为 0，说明内存中并不存在该段，这时候 CPU 抛出个 NP（段不存在）异常，转而去执行中断描述符表中 NP 异常对应的中断处理程序，此中断处理程序是操作系统负责提供的，该程序的工作是将相应的段从外存（比如硬盘）中载入到内存，并将段描述符的 P 位置 1，中断处理函数结束后返回，CPU 重复执行这个检查，继续查看该段描述符的 P 位，此时已经为 1 了，再检查通过后，将段描述符的 A 位置 1

段描述符的 A 位由 CPU 置 1，但清 0 工作是由操作系统来完成。操作系统每发现该位为 1 后就将该位清 0，这样，在一个周期内统计该位为 1 的次数就知道该段的使用频率了，从而可以找出使用频率最低的段。当物理内存不足的时候，可以将使用频率最低的段换出到硬盘，以腾出内存空间给新的进程。当段被换出到硬盘后，操作系统将该段描述符的 P 位置 0.当下次这个进程上 CPU 运行后，如果访问了这个段，这样程序流就回到了刚开始 CPU 检查出 P 位为 0、紧接着抛出异常、执行操作系统中断处理程序、换入内存段的循环。

段的换入换出有什么问题呢？比如物理内存小，无法容纳任何一个进程的段，这就没法运行进程了，更没法做段的换入换出。还有段如果比较大，换出时要将整个段全部搬到外存上，这种 IO 操作太多导致机器响应慢。

问题的本质在于目前只分段的情况下，CPU 认为线性地址等于物理地址。而线性地址是由编译器编译出来的，它本身是连续的，所以物理地址也必须要连续才行，但我们可用的物理地址不连续。也就是所，如果线性地址连续，而物理地址不连续，问题就解决了。

二、一级页表

分页机制的思想：通过映射，可以使连续的线性地址与任意物理内存地址相关联，逻辑上连续的线性地址其对应的物理地址可以不连续。

分页机制的作用：1. 将线性地址转换成物理地址。2. 用大小相等的页代替大小不等的段

页表（Page Table）就是 N 行 1 列的表格，页表中每一行称为页表项（Page Table Entry）。其大小为 4 字节，页表项的作用是存储内存物理地址。

CPU 中采用的页大小为 4KB，4GB 地址空间被划分成 4GB / 4KB = 1MB 个页，也就是 4GB 空间中可以容纳 1048576 个页。页表中自然也要有 1048576 个页表项。这就是一级页表。

因为 4GB 可以被划分为 1M 个页，也就是 pow(2, 20)，因此 20 位二进制就可以表示全部物理页了。页大小为 4KB，也就是 pow(2, 12) ，因此 12 位二进制便可以表达 4KB 之内的任意地址。

分页机制打开前要将页表地址加载到控制寄存器 cr3 中。

因此，虚拟地址的高 20 位可用来定位一个物理页，低 12 位可用来在该物理页内寻址。地址转换的原理如下：

一个页表项对应一个页，所以，用线性地址的高 20 位作为页表项的索引，每个页表要占用 4 字节大小，所以这高 20 位的索引乘以 4 后才是该页表项相对于页表物理地址的字节偏移量。用 cr3 寄存器中的页表物理地址加上此偏移量便是该页表的物理地址，从该页表项中得到映射的物理页地址，然后用线性地址的低 12 位与该物理页地址相加，所得的地址之和便是最终要访问的物理地址。

这个转换过程由被称为 “页部件” 的硬件完成。

总结一下 “页部件” 的工作：用线性地址的高 20 位在页表中索引页表项，用线性地址的低 12 位与页表项中物理地址相加，所求的和便是最终线性地址对应的物理地址。

如下是一个例子，mov ax, [0x1234] 它的地址转换过程如下：

三、二级页表

为什么要有二级页表？

  • 一级页表中最多可容纳 1M 个页表项，每个页表项是 4 字节，如果页表项全满的话，便是 4MB 大小
  • 一级页表中所有页表项必须要提前建好，原因是操作系统要占用 4GB 虚拟地址空间的高 1GB，用户进程要占用低 3GB
  • 每个进程都有自己的页表，进程比较多的情况下，页表占用的空间很大

归根结底，我们要解决的是：不要一次性的将全部页表项建好，而是需要时动态创建页表项。

一级页表是将这 1M 个标准页放置在一张页表中，二级页表是将这 1M 个标准页平均放置在 1K 个页表中。每个页表中包含有 1K 个页表项，页表项是 4 字节大小。页表包含 1K 个页表项，故页表大小为 4KB。刚好是一个标准页大小。专门有个页目录表来存储这些页表，每个页表的物理地址在页目录表中都以页目录项（Page Directory Entry，PDE）的形式存储，页目录项大小同页表项一样，都用来描述一个物理页的物理地址，其大小都是 4字节，而且最多有 1024 个页表，所以页目录表也是 4KB 大小，同样也是标准页大小。

页目录表中有 1024 个页表，也就是有 1024 个页目录项。一个页目录项中记录了一个页表物理页地址，物理页地址是指页的物理地址，在页目录项及页表项记录的都是页的物理地址。

转换过程如下：

  • 用虚拟地址的高 10 位乘以 4，作为页目录表内的偏移地址，加上页目录表的物理地址，所得的和，便是页目录项的物理地址。读取该页目录项，从中获取到页表的物理地址。
  • 用虚拟地址的中间 10 位乘以 4，作为页表内的偏移地址，加上在第 1 步中得到的页表物理地址，所得的和，便是页表项的物理地址。读取该页表项，从中获取到分配的物理页地址。
  • 虚拟地址的高 10 位和中间 10 位分别是 PDE（页目录项） 和 PTE（页表项） 的索引值，所以他们需要乘以 4。但低 12 位表示的范围是 0 - 0xFFF，作为页内偏移最合适，所以虚拟地址的低 12 位加上第 2 步得到的物理页地址，所得的和便是最终转换的物理地址。

为什么乘以 4？页表和页目录项都是 4KB，范围是 [0, 2^12]，也就是说单个索引是 12 位。拿到的 10 位大小需要乘以 4 转换为 12 位。也就是说这个索引值是 10 位对齐的，因为页目录项和页表项都是 1024 个（2^10）。

如下例子：mov ax, [0x1234567]

  • 第一步，为了得到页表物理地址，页部件用虚拟地址高 10 位乘以 4 的积与页目录表物理地址相加，所得的和便是页目录项地址，读取该页目录项，获取页表物理地址。
  • 第二步，为了得到具体的物理页，需要找到页表中对应的页表项。页部件用虚拟地址中间 10 位的值乘以 4 的积与第一步中得到的页表地址相加，所得的和便是页表项物理地址。
  • 第三步，为了得到最终的物理地址，用虚拟地址低 12 位作为页内偏移地址与第二步中得到的物理页地址相加，所得的和便是最终的物理地址。

我们会发现，页目录项或者页表项，如果只存储物理页地址的话，因为是对齐到 4KB 上的，因此 20 位足矣。为什么需要 32 位（4 字节）呢？如下是它的结构

的确存储物理页地址只用了 20 位。剩余的 12 位如下解释：

  • P，Present，存在位，若为 1 表示该页存在于物理内存中，若为 0 表示该表不在物理内u才能中。操作系统的页式虚拟内存管理便是通过 P 位和相应的 pageFault 异常来实现的
  • RW，Read/Write，读写位，若为 1 表示可读可写，若为 0 表示可读不可写
  • US，User/Supervisor，普通用户 / 超级用户位，若为 1，表示处于 User 级，任意级别（0、1、2、3）特权的程序都可以访问该页。若为 0，表示处于 Supervisor 级，特权级别为 3 的程序不允许访问该页，该页只允许特权级别为 0、1、2 的程序访问。
  • PWT，Page-Level Write-Through，页级通写位，若为 1 表示此项采用通写方式，表示该页不仅是普通内存，还是高速缓存。我们暂时置 0。此标志位用来控制特定的页的写策略是写回（Write-Back）还是写通（Write-Through），如果 PWT 位为 1，那么该页的写策略为写通，也就是每次写操作都会直接写入到物理内存中。如果 PWT 位为 0，那么该页的写策略为写回，写策略首先会写入到缓存中，然后在某个时间点再一次性写入到物理内存中。写通策略可以保证数据的一致性，但是每次写操作都要访问物理内存，所以速度较慢。写回策略可以提高速度，但是如果系统突然断电，缓存中的数据可能会被丢失。
  • PCD，Page-Level Cache Disable，页级高速缓存禁止位，若为 1 表示该页启用高速缓存，为 0 表示禁止将该页缓存。这里我们置 0。也就是说此标志位用来控制某个特定的页是否可以被 CPU 缓存，如果 PCD 为1，那么该页将不会被 CPU 缓存。如果 PCD 为0，那么该页可以被缓存。这个标志位主要用在 IO 设备映射的内存页上，因为这些页的数据可能被频繁的改变，缓存这些页可能会导致 CPU 中的数据和物理内存中的数据不一致。
  • A，Accessed，访问位，若为 1 表示该页被 CPU 访问过了，所以该位是由 CPU 设置的。这里页目录项和页表项中的 A 位也可以用来记录某一内存页的使用频率，从而当内存不足时，可以将频率较低的页面换出到外存（硬盘）中。同时将页目录项或页表项的 P 位置 0，下次访问该页引起 pageFault 异常时，中断处理程序将硬盘上的页再次换入，同时将 P 位置 1。（和段描述符中的 A 位和 P 位的效果一致）。
  • D，Dirty，脏页位，当 CPU 对一个页面执行写操作时，就会设置对应页表项的 D 位为 1，此项仅针对页表项有效，并不会修改页目录项中的 D 位。
  • PAT，Page Attribute Table，页属性表位，能够在页面一级的粒度上设置内存属性，比较复杂，将此位置为 0 即可
  • G，Global，全局位，为了提高获取物理地址的速度，将虚拟地址与物理地址转换结果存储在 TLB（Translation Lookaside Buffer）中，类似于一个高速缓存。G 位为 1，表示全局页，该页将在高速缓存 TLB 中一直保存，给出虚拟地址直接返回物理地址，无需那三个步骤转换。
  • AVL，Available，可用，CPU 不管这一位，给操作系统用的

四、启动分页

需要按顺序做好三件事：

  1. 准备好页目录表及页表
  2. 将页表地址写入控制寄存器 cr3
  3. 寄存器 cr0 的 PG 位置 1

控制寄存器 cr3 用于存储页表物理地址，所以 cr3 寄存器又称为页目录基址寄存器（Page Directory Base Register，PDBR）。

由于页目录表所在的地址要求在一个自然页内，即页目录起始地址是 4KB 的整数倍，低 12 位地址全是 0。所以，只要在 cr3 寄存器的第 31 - 12 位中写入物理地址的高 20 位即可。除了第三位的 PWT 和第四位的 PCD 外，其余位都没用。PWT 和 PCD 用于设置高速缓存相关的特性，在此将其置为 0 即可。因此低 12 位全部为 0，只需要把页目录表物理地址的高 20 位写入 cr3 寄存器即可。

cr0 寄存器在将 PG 位置 1 之前，系统都是在内存分段机制下工作，段部件输出的线性地址便直接是物理地址。cr0 寄存器的 PG 位置 1 后便进入了内存分页运行机制，段部件输出的线性地址称为虚拟地址。