内存分页的原因

在还未出现内存分页机制之前，我们都内存分段机制下工作。

但是，这样会有个问题。来看个下方的例子。

进程在分段机制下运行

下图（左）：系统里有 3 个进程正在运行，进程 A、B、C 各占了 10MB、20MB、30MB 的内存空间，还剩下 15MB 可用。

这时，此时进程 B 已经运行结束，空出了 20MB 的内存，可是待加载运行的进程 D 需要 20MB+3KB 的内存空间。显然，此时内存空间加载不了进程 D 。

这时，很容易就可以想到 2 个办法

1. 等待其他进程结束，直到空出内存空间够大，再加载新进程。
2. 将某个进程从内存中换到外存(硬盘)上。

分析：

第一种方法的等待是未知的，所以 pass 掉。

第二种方法中如果待换出的进程内存比较大，容易导致速度过慢，等待过久的问题。也 pass 掉。

这个问题如果能通过某种方式，【让线性地址连续，而物理地址可以不连续】不就可以很好的解决~

因此，提出了内存分页机制。

【补充】内存段从外存(硬盘)换到内存的过程。

在开始之前，先有个“操作系统是软件，软件中的指令靠 CPU 来执行”的印象。首先，在保护模式下，CPU 想要引用一个段时，需要先查看段描述符(描述符存在于描述符表中)。这时，我们要判断该段是否在内存中。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 A 位置 1，表示近来刚访问过该段。否则，如果 P 位为 0，说明内存中并不存在该段，这时候 CPU 将会抛出个 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。

一级页表

食用本小节之前，可以先浏览实模式和保护模式的区别中物理地址，逻辑地址，有效地址，线性地址，虚拟地址的概念。

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算了，再来重新回顾一下上面基本的概念。

• 保护模式
  段寄存器中的内容已经是选择子，选择子再找到段基址。但是内存访问的核心机制依然是“段基址：段内偏移地址”。“段基址：段内偏移地址”称为线性地址。没有开启地址分页的情况下，此线性地址可作物理地址直接访问内存。若开启了分页功能，此线性地址就称为是虚拟地址（逻辑上连续），虚拟地址需要到页表中查找到物理地址再进行访存。

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分页机制的原理

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:

• 将线性地址转换成物理地址。
• 将大小不同的大内存段拆分成大小相等的小内存块

具体来看下面这张进程的地址转换过程图示

图示说明：
分页机制是建立在分段机制上，即使在分页机制下的进程也需要先经过逻辑上的分段。

1. 分配内存段：当加载一个进程，操作系统按照进程中各段的起始范围，在进程自己的 4GB 虚拟地址空间中寻找可用空间分配内存段。
2. 分页机制：在分页机制下，这些分配的段(例如：图示的代码段和数据段)在逻辑上被拆分成以页为单位的小内存块。
3. 映射：接着操作系统为这些虚拟内存块(页)分配真实的物理内存页，OS查找物理内存中可用的页，然后在页表中登记这些物理页地址，这样就完成了虚拟页到物理页的映射。

从此，每个进程都认为自己独享 4GB 地址空间。

一级页表

页表与物理内存关系示图如下所示

上图中，页表大小计算可得： 4Byte*4G =16GB。

解释：表中存有 4G 个页表项，同时，32 位的地址要用 4 字节的页表项来存储。

由于页表存放在内存中，16G 显然过大。

换种思路

（个人理解）减小划分出的页数量，同时就可以减少页表项的大小

首先，32 位地址表示 4GB 空间，可以将 32 位地址分成高低两部分，低地址部分是内存块大小，高地址部分是内存块数量。

$$内存块数\ast 内存块大小=4GB$$
CPU 中采用的页大小 (内存块大小) 定为 4KB（2的12次方）【注】：页是地址空间的计量单位，只要是 4KB 的地址空间都可以称为一页。

那么，4GB 地址空间被划分成 4GB/4KB=1M 个页，即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。

页表及页表项对应关系如下

经以上的分析，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。
【解释】我们用高 20 位，索引一个页（索引范围 0～0xfffff），表示第几个页。低 12 位作为页内寻址。

重点：如何将线性地址转换成物理地址？？？

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，每个页表项要占用 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项的物理地址，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。

二级页表

二级页表概述

二级页表的由来

1. 一级页表中最多可容纳 1M（1048576）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。
2. 一级页表中所有页表项必须要提前建好。
3. 每个进程都有自己的页表。

二级页表的构造

• 无论是几级页表，标准页的大小都是 4KB。因此4GB 线性地址空间最多有 1M 个标准页。
• 一级页表是将这 1M 个标准页放置到一张页表中。
• 二级页表是将这 1M 个标准页平均放置 1K 个页表中。每个页表中包含有 1K 个页表项，每个页表大小为4KB。为了更好的管理每个页表，将每个页表的物理地址存放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为 4KB ，PDE用来描述一个物理页的物理地址。
• 页目录表和所有页表都放在物理内存中。

【补充】页目录项和页表项

页目录项和页表项的都是 4 字节大小，用来存储物理页地址。具体结构如下所示

地址转换

利用二级页表将线性地址转换成物理地址过程

• 二级页表的地址转换原理
  二级页表地址转换原理是将 32 位虚拟地址拆分成高 10 位、中间 10 位、低 12 位三部分，它们的作用是：高 10 位作为页表的索引，用于在页目录表中定位一个页目录项 PDE，页目录项中有页表物理地址，也就是定位到了某个页表。中间 10 位作为物理页的索引，用于在页表内定位到某个页表项PTE，页表项中有分配的物理页地址，也就是定位到了某个物理页。低 12 位作为页内偏移量用于在已经定位到的物理页内寻址。
  

启动分页机制

启动分页机制的3个步骤

• （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。

参考资料

• 《操作系统真象还原》