上一篇文章学习了：保护模式九：段页式内存管理机制概述

本篇文章接着学习以下内容：

  • 页目录概念
  • 页表概念
  • 页目录、页表与页之间的关系
  • 虚拟地址（线性地址）到物理地址的具体变换过程。

1、页目录、页表和页的对应关系

第一个支持分页式内存管理的是Intel80386处理器。

我们知道，在上一篇文章学习的页映射表，是一个具有1048576个页表项的一维表格。又因为每个表项占4字节，所以，映射表的大小是4MB。是的，它很大！！！

为了解决这个占用内存过大的页映射表，分页机制采用了层次化的分页结构。具体实际上就是不采用单一的页映射表，而是将一个巨大的页映射表分成两个层次。如下图：

如上图，我们可以让一个页目录指向1024个页表。然后让这1024个页表中的页表项再指向所对应的物理内存空间的具体页。

  • 每个页表可以指向1024个页，因为每个页表项是4字节的，所以每个页表的大小是4KB，刚好是一个页面的大小。
  • 页目录可以指向1024个页表，同样也是4KB，刚好是一个页面的大小。
  • 因为页目录和页表都刚好是一个页面的大小，所以页目录和页表都可以被当成普通的页存放于物理内存的页中。
  • 注意，页在页表内的分布是随机的。老任务不停的关闭，新任务不停的开始，页面的回收和再分配没有什么规律可言。

以上的层次化结构是每个任务都有的。或者说，每个任务都有自己的页目录，页表。

如下图，在处理器内部有一个控制寄存器CR3，存放着当前任务页目录的物理地址。故又叫做页目录基址寄存器（PDBR）。

每个任务都有自己的任务状态段TSS。它是任务的标志性结构，存放了和任务相关的各种数据，其中就包括CR3寄存器域，存放了任务自己的页目录物理地址。

当任务切换时，处理器切换到新任务执行，而CR3寄存器的内容也要被更新，以指向新任务的页目录地址。相应的页目录又指向一个个页表，这就使得每个任务都只在自己的地址空间内运行。

从上图中可以看出，页目录和页表也是普通的物理页，混迹于全部的物理页中。它们和普通的页的唯一不同就是功能不同。当任务撤销后，它们和任务所占用的普通物理页一样会被回收，并分配给其他任务。

下面我们看一下在多任务环境下，页目录表和页表映射示意图：

需要注意的就是全局地址空间，所有的任务的页目录对应的全局地址空间的那些页目录项，都是一样的，因为所有任务共享全局地址空间。

2、虚拟地址（线性地址）到物理地址的具体变换过程

现在有了分页，最简单和最基本的机制就是：CR3寄存器给出了页目录的物理基地址；页目录给出了所有页表的物理地址；而每个页表给出了它所包含的页的物理地址。

上面该清楚的都清楚了，唯一不明白的是，应该如何使用这种层次化结构来把线性地址转换成物理地址。

如下图：

  • 假设现在段部件给出的线性地址是0x00801050
  • 处理器将段部件送过来的线性地址分成三段，高10位：中间10位：低12位。高10位用于索引页目录；中间10位用于索引页表；低12位则是页内偏移地址
  • 最终我们得到真实的物理地址0x0000C050。这就是处理器要访问的真实的物理地址

上述图示很清晰，我们这里不再赘述详细的转换过程。

我们唯一需要注意的是：这种变换不是无缘无故的。而是事先安排好的。这其实还是一个反过程：

  • 首先当任务加载时，操作系统先创建虚拟的内存段，并根据段地址的高20位决定它要用到哪些页目录项和页表项。
  • 然后寻找空闲的页，将原本应该写入段（因为是虚拟段，所以这里说原本）的数据，写到一个或者多个物理页中，并将页的物理地址填写到相应的页表中。
  • 只有这样提前将页表填好，在程序真正执行的时候，才能以相反的顺序，从页表中再取出之前填好的页的物理地址，去相应的物理内存中取指令执行或者找到相应的数据。
  • 这就是一个反过程。在上一篇文章中也有类似的过程。

3、总结

本文学习了：

  • 页目录、页表和页之间的关系
  • 虚拟地址（线性地址）到物理地址的转换过程

详细的内容还是要参考原书籍，这里只是做一个简单的总结。

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