前言

        本章主要讲解虚拟地址是怎么转化成物理地址的，以及页表相关知识；本文环境默认为32位机器下；如果你连什么是虚拟地址都不知道可以先看看下面这篇文章；

Linux | 进程地址空间-CSDN博客

一、概念补充

页表：是一种数据结构，与硬件MMU配合可以将虚拟地址转化成物理地址，页表中主要建立虚拟地址与物理地址之间的映射；

页框：我们将真实物理内存以4KB为单位进行划分，其中每一个4KB我们称为一个页框；

页框号：识别页框的编号；

知识回顾： 

        之前我们讲解磁盘文件时，我们说过，通常进行一次IO的大小通常为4KB，即使你只修改1字节也是以4KB为单位将数据先加载进内存中；实际上，也正是加载进内存的空闲页框中；我们的磁盘文件也是以4KB进行划分；

        我们还说过我们的一个可执行程序在编译后形成可执行程序，这个可执行程序实际上已经在内部进行分段，分好了虚拟地址空间了；我们可以直接使用编译好的虚拟地址；

二、地址转化过程

        前面我们说过我们的物理内存会以4KB分为一个又一个页框；而操作系统是否需要维护这些页框呢？答案当然也是肯定的，我们可以将我们的页框用一种结构体描述起来，然后用数组维护这些页框，这样就有一个页框数组了，数组下标可作为页框号；假设一个为4GB的物理内存，可以有多少个页框呢？我们不难计算，4GB = 4 * 1024 * 1024 * 1024 Byte；

一个页框为4KB = 4 * 1024；两者相除，大约就是1024*1024，约一百万个；我们便可以用

struct page[1000000]; 即可表示所有物理内存中所有页框；

        首先我要讲解的是我们的虚拟地址通过页表+MMU将我们的虚拟地址转换成物理内存中的物理地址，若我们页表中没有物理内存中的地址，而是只有磁盘中的地址，此时是因为我们的数据没有被加载进磁盘，可能之前发生或换出或本来没有加载进磁盘内；这是我们在物理内存中申请一块空闲的页框，我们找到空闲的页框后，我们将磁盘文件加载进指定的页框，同时我们也在页表上进行更新，将新映射的物理内存地址填上去；这个过程也就是我们常说的缺页中断；

        如果按上面的结构来看，页表中的每个条目记录一个虚拟地址映射一个物理地址，此时我们一共则需要 4 * 1024 * 1024 * 1024条记录（假设物理内存有4G）；假设一条记录需要10个字节，那么一个页表的大小就需要40G；而我们的页表也是存在物理内存中呀！这显然是不可能存的下的，就算存的下也不可能消耗这么多内存资源存页表，况且一个进程就有一张用户级页表；计算机中绝对不止有一个进程；

        此时，我们用另一种思路，我们页表中将虚拟地址的32个比特位分开看；其中前10位我们一起看，作为页目录的索引来找到二级页表，然后接着10位用来查找页框号，最后12个比特位用来记录页内偏移；如下图所示；

        我们来计算一下，页目录最多有2^10，也就是1024条目录，对应着最多有1024个二级页表；每个二级页表也最有有2^10条目录，每条目录对应一个页框号，所有二级页表可以表示2^10 * 2^10 个页框，而我们的4GB内存最多也只有 2^20 个页框，刚好一一对应；最后12个比特位可以表示0到2^12 - 1，而2^12正好也就是4KB；也正好吻合；设页表每一条目为10字节，计算最大的情况下，总大小为 页目录大小（2^10 * 10 = 10KB）+ 所有二级目录大小（2 ^ 10 * 2 ^ 10 * 10 = 10MB）；其中10KB可忽略，总大小最多为10M；这个大小比我们第一种方案要小了很多很多，这也是我们Linux下采用的方案；