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了解linux內(nèi)存分頁機制
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在操作系統(tǒng)中，內(nèi)存的管理是一個非常重要的問題。在Linux的內(nèi)存管理中，分頁機制是非常核心的一部分。了解了Linux內(nèi)存分頁機制，可以讓我們更好地理解Linux操作系統(tǒng)的工作原理，并同時有效地提升我們的系統(tǒng)維護與管理能力。
為什么需要分頁機制？
在早期的操作系統(tǒng)中，內(nèi)存的管理方式是直接映射，即將內(nèi)存直接映射到物理存儲器。但這種方式會存在一些問題。因為進程會調(diào)用大量的指令和數(shù)據(jù)，當內(nèi)存資源不足時，使用直接映射方式時，就會出現(xiàn)無法分配內(nèi)存的情況，而進程將無法正常運行。
分頁機制則可以有效解決這個問題，它將內(nèi)存劃分成了等大小的數(shù)據(jù)塊，即頁，每一頁在物理內(nèi)存上也對應(yīng)著不同的頁框。當進程需要內(nèi)存空間時，分頁機制會自動調(diào)度物理內(nèi)存上的空閑頁框，為程序分配內(nèi)存。這樣，無論進程調(diào)用的指令和數(shù)據(jù)大小是多少，都可以只分配所需的空間大小，避免內(nèi)存浪費。
什么是頁表？
分頁機制中，頁和頁框是一一對應(yīng)的，每個頁都需在物理內(nèi)存上占據(jù)一個頁框。為了建立內(nèi)存的邏輯地址空間和物理地址空間之間一一對應(yīng)關(guān)系，需要建立一個頁表，它記錄了每個頁的物理地址對應(yīng)的頁框地址。頁表通常是一個由操作系統(tǒng)維護的數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)，可通過MMU硬件實現(xiàn)分頁機制，并管理進程的內(nèi)存。
頁表通常由兩個部分組成：一部分是頁目錄，另一部分是頁表。頁目錄中記錄著頁表的物理地址，而頁表中是一個映射關(guān)系表。通過頁表，操作系統(tǒng)可以將進程的虛擬地址轉(zhuǎn)換成物理地址，幫助CPU實現(xiàn)內(nèi)存尋址的過程。
頁表還可以實現(xiàn)內(nèi)存保護的功能。在頁表中，可以將某個頁設(shè)置為只讀的，防止程序誤寫該頁的內(nèi)容。也可以將某個頁設(shè)置為一個不可訪問的頁，以防止程序讀寫該頁的內(nèi)容。
Linux分頁管理方式
在Linux中，通過分頁機制來管理進程的內(nèi)存。通常情況下，Linux采用的是4KB大小的物理頁框。對于每個進程，Linux都為其分配了一組獨立的頁表，用于將其虛擬地址空間映射到物理地址空間。
Linux中，頁表的建立、更新、銷毀都是由內(nèi)核來完成的。當進程請求內(nèi)存時，內(nèi)核會根據(jù)頁表為其分配物理頁框并建立映射關(guān)系，如果內(nèi)存不足，則會將一些物理頁框交換到磁盤上進行緩存，從而為新進程騰出一些物理內(nèi)存空間。同時，Linux內(nèi)核還支持多種內(nèi)存管理策略，如伙伴系統(tǒng)和slab分配器等。
在Linux中，分頁機制是實現(xiàn)內(nèi)存管理的核心技術(shù)之一。掌握Linux的內(nèi)存分頁機制，可以更加深入地理解Linux的內(nèi)存管理原理，并通過編寫程序和接受故障來維護和優(yōu)化Linux系統(tǒng)。分頁機制也是內(nèi)存管理的基礎(chǔ)，可以幫助我們更清晰地認識計算機硬件和操作系統(tǒng)內(nèi)部的工作方式，對于開發(fā)者和系統(tǒng)管理員來說，了解分頁機制是非常重要的。
相關(guān)問題拓展閱讀：
- Linux存儲管理方式
- 《操作系統(tǒng)概念精要》之內(nèi)存篇(三)-分頁的頁表結(jié)構(gòu)
Linux存儲管理方式
這種方式中，將用戶程序的地址空間，注意，是
用戶程序的地址空間
分為若干個固定大小的區(qū)域，成為“頁”或“頁面”。我們可以知道，這也頁其實是不存在的，只是一種劃分內(nèi)存空間的方法。也就是說，這種方式將用戶的程序
“肢解”
了，分成很多個小的部分，每個部分稱為一個“頁”。
將邏輯地址的前n位作為頁號，后面32-n位作為頁內(nèi)偏移量。
由于進程的最后一頁經(jīng)常裝不滿一個塊，從而形成了不可利指洞用的碎片，稱之為
“頁內(nèi)碎片”
。
作用：實現(xiàn)頁號到物理號的地址映射。
頁表是記錄邏輯空間（虛擬內(nèi)存）中每一頁在內(nèi)存中對應(yīng)的物理塊號。但并非每一頁邏輯空間都會實際對應(yīng)著一個物理塊，只有實際駐留在物理內(nèi)存空間中的頁才會對應(yīng)著物理塊。
系統(tǒng)會為每一個進程建立一張頁表，頁表是需要一直駐留在物理內(nèi)存中的（多級頁表除外），另外頁表的起址和長度存放在 PCB（Process Control Block）進程控制結(jié)構(gòu)體中。
可以在頁表的表項中設(shè)置相關(guān)的權(quán)限控制字段，例如設(shè)置存取控制字段，用于保護該存儲塊的讀寫；若存取控制字段為2位，則可以設(shè)置讀/寫、只讀和只執(zhí)行等存取方式。
物理塊唯念枯是實實在在存在于內(nèi)存中的：
由于執(zhí)行頻率高，要求效率比較高，需要使用硬件實現(xiàn)。
在系統(tǒng)中設(shè)置一個
頁表寄存器(PTR)
,其中存放頁表在內(nèi)存的起始地址和頁表的長度。平時進程未執(zhí)行的時候，頁表的起始地址和頁表長度放在本進程的PCB中。當調(diào)度程序調(diào)度到某個進程的時候，才將這兩個數(shù)據(jù)裝入
頁表寄存器
。
變換過程：
快表的變換機構(gòu)
為了提高地址變換速度，可在地址變換機構(gòu)中增設(shè)一個具有并行查詢能力的特殊高速緩沖寄存器，又稱為”聯(lián)想寄存器”或者“快表”。俗稱TLB。
快表與頁表的功能類似，其實就是將一部分頁表存到 CPU 內(nèi)部的高速緩沖存儲器 Cache。CPU 尋址時先到快表查詢相應(yīng)的頁表項形成物理地址，如果查詢不到，則到內(nèi)存中查詢，并將對應(yīng)頁表項調(diào)入到快表中。但，如果快表的存儲空間已滿，則需要通過算法找到一個暫時不再需要的頁表項，將它換出內(nèi)存。
由于成本的關(guān)系，快表不可能做得很大，通常只存放 16~512 個頁表項，這對中、高亮小型作業(yè)來說，已有可能把全部頁表項放在快表中；但對于大型作業(yè)而言，則只能將其一部分頁表項放入其中。由于對程序和數(shù)據(jù)的訪問往往帶有局限性，因此，據(jù)統(tǒng)計，從快表中能找到所需頁表項的概率可達 90% 以上。這樣，由于增加了地址變換機構(gòu)而造成的速度損失可減少到 10% 以下，達到了可接受的程度。
我們可以采用這樣兩個方法來解決這一問題：
① 對于頁表所需的內(nèi)存空間，可采用離散分配方式，以解決難以找到一塊連續(xù)的大內(nèi)存空間的問題；
②
只將當前需要的部分頁表項調(diào)入內(nèi)存，其余的頁表項仍駐留在磁盤上，需要時再調(diào)入。
二級頁表的頁表項：
過程：
在采用兩級頁表結(jié)構(gòu)的情況下，對于正在運行的進程，必須將其外層頁表調(diào)入內(nèi)存，而對于內(nèi)頁表則只需調(diào)入一頁或幾頁。為了表征某頁的頁表是否已經(jīng)調(diào)入內(nèi)存，還應(yīng)在外層頁表項中增設(shè)一個狀態(tài)位 S，其值若為 0，表示該頁表分頁不在內(nèi)存中，否則說明其分頁已調(diào)入內(nèi)存。進程運行時，地址變換機構(gòu)根據(jù)邏輯地址中的 P1去查找外層頁表；若所找到的頁表項中的狀態(tài)位為 0，則產(chǎn)生一個中斷信號，請求 OS 將該頁表分頁調(diào)入內(nèi)存。
多級頁表和二級頁表類似。多級頁表和二級頁表是為了節(jié)省物理內(nèi)存空間。使得頁表可以在內(nèi)存中離散存儲。（單級頁表為了隨機訪問必須連續(xù)存儲，如果虛擬內(nèi)存空間很大，就需要很多頁表項，就需要很大的連續(xù)內(nèi)存空間，但是多級頁表不需要。）
為什么引入分段存儲管理？
引入效果：
它將用戶程序的地址空間分為若干個大小不同的的段，每個段可以定義一組完整的信息。
段號表示段名，每個段都從0開始編址，并且采用一段連續(xù)的地址空間。
在該地址結(jié)構(gòu)中，允許一個作業(yè)最長有64K個段，每個段的更大長度為64KB。
在分段式存儲管理系統(tǒng)中，為每一個分段分配一個連續(xù)的分區(qū)。進程的各個段，可以離散地裝入內(nèi)存中不同的分區(qū)中。
作用：實現(xiàn)從邏輯地址到物理內(nèi)存區(qū)的映射。
為了保證程序能夠正常運行，就必須能夠從物理內(nèi)存中找出每個邏輯段所對應(yīng)的位置。為此在系統(tǒng)中會為每一個進程建立一張
段表
。每個段在表中有一個表項，其中記錄了該段在內(nèi)存中的起始地址和段的長度。一般將段表保存在內(nèi)存中。
在配置了段表之后，執(zhí)行的過程可以通過查找段表，找到每一個段所對應(yīng)的內(nèi)存區(qū)。
為了實現(xiàn)進程從邏輯地址到物理地址的變換功能，在系統(tǒng)設(shè)置了段表寄存器，用于存放段表的起始地址和段表長度TL。
在進行地址變換時，系統(tǒng)將邏輯地址中的段號與段表長度TL 進行比較。若 S > TL，表示段號太大，是訪問越界，于是產(chǎn)生越界中斷信號。若未越界，則根據(jù)段表的始址和該段的段號，計算出該段對應(yīng)段表項的位置，從中讀出該段在內(nèi)存的起始地址。然后，再檢查段內(nèi)地址 d 是否超過該段的段長 SL。若超過，即 d>SL，同樣發(fā)出越界中斷信號。若未越界，則將該段的基址 d 與段內(nèi)地址相加，即可得到要訪問的內(nèi)存。
分頁和分段系統(tǒng)相似之處：兩者都采用離散分配方式，且都是通過地址映射機構(gòu)實現(xiàn)地址變換。
但在概念上兩者完全不同，主要表現(xiàn)在下述三個方面：
分頁系統(tǒng)以頁面作為內(nèi)存分配的基本單位，能有效地提高內(nèi)存利用率，而分段系統(tǒng)以段作為內(nèi)存分配的基本單位，它能夠更好地滿足用戶多方面的需要。
段頁式地址結(jié)構(gòu)由段號、段內(nèi)頁號及頁內(nèi)地址三部分所組成
段頁式系統(tǒng)的基本原理是分段和分頁原理的結(jié)合，即先將用戶程序分成若干個段，再把每個段分成若干個頁，并為每一個段賦予一個段名。如下圖展示了一個作業(yè)地址空間的結(jié)構(gòu)。該作業(yè)有三個段：主程序段、子程序段和數(shù)據(jù)段；頁面大小為 4 KB：
在段頁式系統(tǒng)中，為了實現(xiàn)從邏輯地址到物理地址的變換，系統(tǒng)中需要同時配置段表和頁表。段表的內(nèi)容與分段系統(tǒng)略有不同，它不再是內(nèi)存始址和段長，而是頁表始址和頁表長度。下圖展示出了利用段表和頁表進行從用戶地址空間到物理(內(nèi)存)空間的映射。
在段頁式系統(tǒng)中，為了便于實現(xiàn)地址變換，須配置一個段表寄存器，其中存放段表始址和段長 TL。進行地址變換時，首先利用段號 S，將它與段長 TL 進行比較。若 S
在段頁式系統(tǒng)中，為了獲得一條指令或數(shù)據(jù)，須三次訪問內(nèi)存。之一次訪問是訪問內(nèi)存中的段表，從中取得頁表始址；第二次訪問是訪問內(nèi)存中的頁表，從中取出該頁所在的物理塊號，并將該塊號與頁內(nèi)地址一起形成指令或數(shù)據(jù)的物理地址；第三次訪問才是真正從第二次訪問所得的地址中取出指令或數(shù)據(jù)。
顯然，這使訪問內(nèi)存的次數(shù)增加了近兩倍。為了提高執(zhí)行速度，在地址變換機構(gòu)中增設(shè)一個高速緩沖寄存器。每次訪問它時，都須同時利用段號和頁號去檢索高速緩存，若找到匹配的表項，便可從中得到相應(yīng)頁的物理塊號，用來與頁內(nèi)地址一起形成物理
參考鏈接：
《操作系統(tǒng)概念精要》之內(nèi)存篇(三)-分頁的頁表結(jié)構(gòu)
之前討論了分段和分頁，現(xiàn)在看下頁表的主要涉及的頁表結(jié)構(gòu)。
大多數(shù)現(xiàn)代計算機系統(tǒng)支持大邏輯地址空間（2^32 ~ 2^64）。這種情況下，頁表本身可以非常大。
例如：假如具有32位邏輯地址空間的一個計算機系統(tǒng)。如果系統(tǒng)的頁大小為4KB(2^12)。那么頁表可以多達100萬的條目 （2^32/ 2^12)。假設(shè)某個項目有4字節(jié)。那么每個進程需要4MB的地址物理地址來存儲頁表本身。顯然，我們并不想在內(nèi)存中連續(xù)分配這么多頁表。
這個問題的一個簡單的解決方法就是講頁表劃分為更小的塊。完成這種劃分方法有很多種。
最簡單的方法就是使用兩層分頁算法，就是將頁表再分頁，例如，再次假設(shè)一個系統(tǒng)，具有32位邏輯地址空間和4K大小的頁。一個邏輯地址被分為20位的頁碼和12位的頁偏移。
因此要對20位的頁表進行再分頁，所以該頁碼可以分10位的頁碼和10位的偏移。這樣一個邏輯地址就會分為如下表示。
其中p1表示的用來訪問外部頁表的索引，而p2是內(nèi)部頁表的頁偏移。采用這種結(jié)構(gòu)的地址轉(zhuǎn)換方法。由于地址轉(zhuǎn)換有外向內(nèi)，所以這種也稱為
向前映射頁表
。
在這種分頁結(jié)構(gòu)的方案中，假設(shè)，系統(tǒng)是64位系統(tǒng)，那么當它的地址空間就有2^64， 當再以4KB作為地址的話，那么頁表就會2^52個條目，那么就把頁表進行細分，從而形成三級分層分頁，四級分層分頁等等。
為了裝換每個邏輯地址，74位的系統(tǒng)需要7個級別的分頁型敗明，如此多的內(nèi)存訪問時不可取的，從而分層分頁在64位的系統(tǒng)并不是更優(yōu)的。
處理大于32位的地址空間的常用方法是
哈希頁表
，采用虛擬頁碼作為哈希表值。哈希頁表的每一個條目都包括一個鏈表，該鏈表的元素哈希到同意位置（這表示它們有了哈希沖突）。每個元素由三個字段組成：虛擬頁碼，映射的幀碼，指向鏈表內(nèi)下一個元素的指針。
該算法的工作如下：虛擬地址的虛擬頁碼哈希到哈希表。用虛擬頁碼與鏈表內(nèi)的之一個元素的之一個字段相比較。如果匹配，那么相應(yīng)的幀碼（第二個字段）就用來形成物理地址。如果不匹配，那么與鏈表內(nèi)的后續(xù)節(jié)點的之一個字段進行比較。以查找匹配的頁碼。該方案如圖：
這里書上提到的虛擬頁碼可以只看作是頁碼。（之所以叫虛擬頁碼，是因為根據(jù)虛擬內(nèi)存的概念，邏輯地址空間可以比物理地址大，所以多出來的部分被稱為虛擬的，具體介紹會在下一章提到）。
已提出用于64位地址空間的這個方案的一個變體。
此變體采用
聚簇頁表
類似于哈希頁表。不過哈希表內(nèi)的每個條目引用多個頁而不是單個頁。單個頁表的條目可以映射到多個物理幀。聚簇頁表對于
稀疏
地址空間特別有用。這里引用的是不連續(xù)的并且散布在整個地址空間。
通常，每個進程都有一個關(guān)聯(lián)的頁表。該進程所使用的每個頁都在也表中有一項（或者每個虛擬頁都有一項）。這種表示方法比較自然，因為進程是通過虛擬地址來引用頁的。然后是操作系統(tǒng)將這些地址轉(zhuǎn)換為物理內(nèi)存地址。
由于頁表是按照虛擬地址排序的，操作系統(tǒng)可計算所對應(yīng)條目在頁表的位置，可以直接使用該值。這種方法缺點就是：當每個頁表包含百萬級的數(shù)目時。會有性能問題，而且需要大量的內(nèi)存來保存頁表信息。
解決的方法處理上面的兩種方法外，還有一種就是
倒置頁表
。
這里先介紹一個IBM RT 的倒置頁表的表示方法：
對于每個真正的內(nèi)存頁或者幀，倒置頁表只有一個條目。每個條目包含
保存在真正內(nèi)存位置上的頁的虛擬地址
，以及擁有
該頁的進程信息
。具體的過程如圖：
這里的進程的信息就是以前提到的 空間地址標識符（ASID）。主要原因是由于一個倒置頁表通常包含了多個不同的映射物理內(nèi)存的地址空間。具體進程的每個邏輯頁可映射相應(yīng)的物理幀。
采用卜告倒置頁表的系統(tǒng)在實現(xiàn)共享內(nèi)存的時候會有問題，因為共享內(nèi)存的實枯肆現(xiàn)為：將多個地址空間映射到同一個物理地址。這種方法，不能用于倒置頁表，因為每個物理頁只有一個虛擬的頁條目，一個物理頁不能有多個共享的虛擬地址。
IA-32 系統(tǒng)的內(nèi)存管理可以分為分段和分頁兩個部分，工作如下：CPU 生成邏輯地址，并交給分段單元，分段單元為每個邏輯地址生成 一個線性地址。 然后線性地址交給分頁單元，以生成內(nèi)存的物理地址。
IA-32 架構(gòu)允許一個段的大小最多可以達到4G， 每個進程最多有16K個段。進程的邏輯地址空間分為兩部分。
之一部分最多由8K段組成，這部分是單個進程私有；
第二部分也是最多由8K段組成，這部分是所有進程共享。
之一部分保存在
局部描述符表（LTD）
中，第二部分保存在
全局描述符表(GDT)
中，他們的每個 條目都是8個字節(jié)，包括一個段的詳細信息。比如段基地址和段界限。
邏輯地址一般為二元數(shù)組（選擇器，偏移），選擇器是一個16位的數(shù)：
其中s表示段號，g表示實在LTD中還是在GDT中， p表示保護信息。
段的尋址過程為：
IA-32架構(gòu)的頁可分為4K，或者4M 。采用4K的頁，IA-32采用二級分頁方法。其中的32位的尋址和表示請參照二級分頁算法。
為了提高物理內(nèi)存的使用率，IA-32 的頁表可以被交換存在磁盤。因此，頁目錄的條目通過一個
有效位
，以表示該條目所指的頁表實在內(nèi)存還是在磁盤上。如果頁表再磁盤上，則操作系統(tǒng)可通過其他31位來表示頁表的磁盤位置。之后根據(jù)需要調(diào)入內(nèi)存。
隨著軟件開發(fā)人員的逐步發(fā)現(xiàn)，32位架構(gòu)的4GB內(nèi)存限制，Inter通過
頁地址擴展
，以便允許訪問大于4GB的物理地址空間。
引入頁地址擴展，主要是將兩級的分頁方案擴展到了三級方案， 后者的最后兩位用于指向頁目錄指針表。
頁地址擴展使得地址地址空間從32位增加到了36位。Linux和Mac OS X 都支持了這項技術(shù)。
X86-64 支持更大的邏輯和物理地址空間。支持64位的地址空間意味著可尋址的內(nèi)存達到驚人的2^64字節(jié)。64位系統(tǒng)有能力訪問那么多的內(nèi)存，但是實際上，目前設(shè)計的地址遠沒有那么多。
目前提供的x86-64 架構(gòu)的機器最多采用四級分頁，支持48位的虛擬地址。它的頁面大小可以4KB，2MB，或者1G。
雖然Intel的芯片占了大部分的市場，但是移動設(shè)備的架構(gòu)一直采用的是32位ARM的架構(gòu)。現(xiàn)在的iPhone 和iPad 都或得了ARM的授權(quán)。Android的智能手機也都是ARM的處理器。
ARM支持的頁面大?。?/p>
ARM架構(gòu)還支持兩級TLB（高速緩存）。在外部，有兩個微TLB： 一個用于數(shù)據(jù)，另一個用于指令。微TLB也支持 （ASID）進程地址空間標識符。 在內(nèi)部 有一個主 TLB。 地址轉(zhuǎn)換從微TLB級開始。如果沒有找到，那么再檢查主TLB。如果還沒找到，再通過頁表進行硬件查找。
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