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了解linux內(nèi)存分頁(yè)機(jī)制
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在操作系統(tǒng)中，內(nèi)存的管理是一個(gè)非常重要的問(wèn)題。在Linux的內(nèi)存管理中，分頁(yè)機(jī)制是非常核心的一部分。了解了Linux內(nèi)存分頁(yè)機(jī)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(shí)有效地提升我們的系統(tǒng)維護(hù)與管理能力。
為什么需要分頁(yè)機(jī)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(chǔ)器。但這種方式會(huì)存在一些問(wèn)題。因?yàn)檫M(jìn)程會(huì)調(diào)用大量的指令和數(shù)據(jù)，當(dāng)內(nèi)存資源不足時(shí)，使用直接映射方式時(shí)，就會(huì)出現(xiàn)無(wú)法分配內(nèi)存的情況，而進(jìn)程將無(wú)法正常運(yùn)行。
分頁(yè)機(jī)制則可以有效解決這個(gè)問(wèn)題，它將內(nèi)存劃分成了等大小的數(shù)據(jù)塊，即頁(yè)，每一頁(yè)在物理內(nèi)存上也對(duì)應(yīng)著不同的頁(yè)框。當(dāng)進(jìn)程需要內(nèi)存空間時(shí)，分頁(yè)機(jī)制會(huì)自動(dòng)調(diào)度物理內(nèi)存上的空閑頁(yè)框，為程序分配內(nèi)存。這樣，無(wú)論進(jìn)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(fèi)。
什么是頁(yè)表？
分頁(yè)機(jī)制中，頁(yè)和頁(yè)框是一一對(duì)應(yīng)的，每個(gè)頁(yè)都需在物理內(nèi)存上占據(jù)一個(gè)頁(yè)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(duì)應(yīng)關(guān)系，需要建立一個(gè)頁(yè)表，它記錄了每個(gè)頁(yè)的物理地址對(duì)應(yīng)的頁(yè)框地址。頁(yè)表通常是一個(gè)由操作系統(tǒng)維護(hù)的數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)，可通過(guò)MMU硬件實(shí)現(xiàn)分頁(yè)機(jī)制，并管理進(jìn)程的內(nèi)存。
頁(yè)表通常由兩個(gè)部分組成：一部分是頁(yè)目錄，另一部分是頁(yè)表。頁(yè)目錄中記錄著頁(yè)表的物理地址，而頁(yè)表中是一個(gè)映射關(guān)系表。通過(guò)頁(yè)表，操作系統(tǒng)可以將進(jìn)程的虛擬地址轉(zhuǎn)換成物理地址，幫助CPU實(shí)現(xiàn)內(nèi)存尋址的過(guò)程。
頁(yè)表還可以實(shí)現(xiàn)內(nèi)存保護(hù)的功能。在頁(yè)表中，可以將某個(gè)頁(yè)設(shè)置為只讀的，防止程序誤寫(xiě)該頁(yè)的內(nèi)容。也可以將某個(gè)頁(yè)設(shè)置為一個(gè)不可訪問(wèn)的頁(yè)，以防止程序讀寫(xiě)該頁(yè)的內(nèi)容。
Linux分頁(yè)管理方式
在Linux中，通過(guò)分頁(yè)機(jī)制來(lái)管理進(jìn)程的內(nèi)存。通常情況下，Linux采用的是4KB大小的物理頁(yè)框。對(duì)于每個(gè)進(jìn)程，Linux都為其分配了一組獨(dú)立的頁(yè)表，用于將其虛擬地址空間映射到物理地址空間。
Linux中，頁(yè)表的建立、更新、銷毀都是由內(nèi)核來(lái)完成的。當(dāng)進(jìn)程請(qǐng)求內(nèi)存時(shí)，內(nèi)核會(huì)根據(jù)頁(yè)表為其分配物理頁(yè)框并建立映射關(guān)系，如果內(nèi)存不足，則會(huì)將一些物理頁(yè)框交換到磁盤(pán)上進(jìn)行緩存，從而為新進(jìn)程騰出一些物理內(nèi)存空間。同時(shí)，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(yè)機(jī)制是實(shí)現(xiàn)內(nèi)存管理的核心技術(shù)之一。掌握Linux的內(nèi)存分頁(yè)機(jī)制，可以更加深入地理解Linux的內(nèi)存管理原理，并通過(guò)編寫(xiě)程序和接受故障來(lái)維護(hù)和優(yōu)化Linux系統(tǒng)。分頁(yè)機(jī)制也是內(nèi)存管理的基礎(chǔ)，可以幫助我們更清晰地認(rèn)識(shí)計(jì)算機(jī)硬件和操作系統(tǒng)內(nèi)部的工作方式，對(duì)于開(kāi)發(fā)者和系統(tǒng)管理員來(lái)說(shuō)，了解分頁(yè)機(jī)制是非常重要的。
相關(guān)問(wèn)題拓展閱讀：
- Linux存儲(chǔ)管理方式
- 《操作系統(tǒng)概念精要》之內(nèi)存篇(三)-分頁(yè)的頁(yè)表結(jié)構(gòu)
Linux存儲(chǔ)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(gè)固定大小的區(qū)域，成為“頁(yè)”或“頁(yè)面”。我們可以知道，這也頁(yè)其實(shí)是不存在的，只是一種劃分內(nèi)存空間的方法。也就是說(shuō)，這種方式將用戶的程序
“肢解”
了，分成很多個(gè)小的部分，每個(gè)部分稱為一個(gè)“頁(yè)”。
將邏輯地址的前n位作為頁(yè)號(hào)，后面32-n位作為頁(yè)內(nèi)偏移量。
由于進(jìn)程的最后一頁(yè)經(jīng)常裝不滿一個(gè)塊，從而形成了不可利指洞用的碎片，稱之為
“頁(yè)內(nèi)碎片”
。
作用：實(shí)現(xiàn)頁(yè)號(hào)到物理號(hào)的地址映射。
頁(yè)表是記錄邏輯空間（虛擬內(nèi)存）中每一頁(yè)在內(nèi)存中對(duì)應(yīng)的物理塊號(hào)。但并非每一頁(yè)邏輯空間都會(huì)實(shí)際對(duì)應(yīng)著一個(gè)物理塊，只有實(shí)際駐留在物理內(nèi)存空間中的頁(yè)才會(huì)對(duì)應(yīng)著物理塊。
系統(tǒng)會(huì)為每一個(gè)進(jìn)程建立一張頁(yè)表，頁(yè)表是需要一直駐留在物理內(nèi)存中的（多級(jí)頁(yè)表除外），另外頁(yè)表的起址和長(zhǎng)度存放在 PCB（Process Control Block）進(jìn)程控制結(jié)構(gòu)體中。
可以在頁(yè)表的表項(xiàng)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(hù)該存儲(chǔ)塊的讀寫(xiě)；若存取控制字段為2位，則可以設(shè)置讀/寫(xiě)、只讀和只執(zhí)行等存取方式。
物理塊唯念枯是實(shí)實(shí)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(shí)現(xiàn)。
在系統(tǒng)中設(shè)置一個(gè)
頁(yè)表寄存器(PTR)
,其中存放頁(yè)表在內(nèi)存的起始地址和頁(yè)表的長(zhǎng)度。平時(shí)進(jìn)程未執(zhí)行的時(shí)候，頁(yè)表的起始地址和頁(yè)表長(zhǎng)度放在本進(jìn)程的PCB中。當(dāng)調(diào)度程序調(diào)度到某個(gè)進(jìn)程的時(shí)候，才將這兩個(gè)數(shù)據(jù)裝入
頁(yè)表寄存器
。
變換過(guò)程：
快表的變換機(jī)構(gòu)
為了提高地址變換速度，可在地址變換機(jī)構(gòu)中增設(shè)一個(gè)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(yè)表的功能類似，其實(shí)就是將一部分頁(yè)表存到 CPU 內(nèi)部的高速緩沖存儲(chǔ)器 Cache。CPU 尋址時(shí)先到快表查詢相應(yīng)的頁(yè)表項(xiàng)形成物理地址，如果查詢不到，則到內(nèi)存中查詢，并將對(duì)應(yīng)頁(yè)表項(xiàng)調(diào)入到快表中。但，如果快表的存儲(chǔ)空間已滿，則需要通過(guò)算法找到一個(gè)暫時(shí)不再需要的頁(yè)表項(xiàng)，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(gè)頁(yè)表項(xiàng)，這對(duì)中、高亮小型作業(yè)來(lái)說(shuō)，已有可能把全部頁(yè)表項(xiàng)放在快表中；但對(duì)于大型作業(yè)而言，則只能將其一部分頁(yè)表項(xiàng)放入其中。由于對(duì)程序和數(shù)據(jù)的訪問(wèn)往往帶有局限性，因此，據(jù)統(tǒng)計(jì)，從快表中能找到所需頁(yè)表項(xiàng)的概率可達(dá) 90% 以上。這樣，由于增加了地址變換機(jī)構(gòu)而造成的速度損失可減少到 10% 以下，達(dá)到了可接受的程度。
我們可以采用這樣兩個(gè)方法來(lái)解決這一問(wèn)題：
① 對(duì)于頁(yè)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(wèn)題；
②
只將當(dāng)前需要的部分頁(yè)表項(xiàng)調(diào)入內(nèi)存，其余的頁(yè)表項(xiàng)仍駐留在磁盤(pán)上，需要時(shí)再調(diào)入。
二級(jí)頁(yè)表的頁(yè)表項(xiàng)：
過(guò)程：
在采用兩級(jí)頁(yè)表結(jié)構(gòu)的情況下，對(duì)于正在運(yùn)行的進(jìn)程，必須將其外層頁(yè)表調(diào)入內(nèi)存，而對(duì)于內(nèi)頁(yè)表則只需調(diào)入一頁(yè)或幾頁(yè)。為了表征某頁(yè)的頁(yè)表是否已經(jīng)調(diào)入內(nèi)存，還應(yīng)在外層頁(yè)表項(xiàng)中增設(shè)一個(gè)狀態(tài)位 S，其值若為 0，表示該頁(yè)表分頁(yè)不在內(nèi)存中，否則說(shuō)明其分頁(yè)已調(diào)入內(nèi)存。進(jìn)程運(yùn)行時(shí)，地址變換機(jī)構(gòu)根據(jù)邏輯地址中的 P1去查找外層頁(yè)表；若所找到的頁(yè)表項(xiàng)中的狀態(tài)位為 0，則產(chǎn)生一個(gè)中斷信號(hào)，請(qǐng)求 OS 將該頁(yè)表分頁(yè)調(diào)入內(nèi)存。
多級(jí)頁(yè)表和二級(jí)頁(yè)表類似。多級(jí)頁(yè)表和二級(jí)頁(yè)表是為了節(jié)省物理內(nèi)存空間。使得頁(yè)表可以在內(nèi)存中離散存儲(chǔ)。（單級(jí)頁(yè)表為了隨機(jī)訪問(wèn)必須連續(xù)存儲(chǔ)，如果虛擬內(nèi)存空間很大，就需要很多頁(yè)表項(xiàng)，就需要很大的連續(xù)內(nèi)存空間，但是多級(jí)頁(yè)表不需要。）
為什么引入分段存儲(chǔ)管理？
引入效果：
它將用戶程序的地址空間分為若干個(gè)大小不同的的段，每個(gè)段可以定義一組完整的信息。
段號(hào)表示段名，每個(gè)段都從0開(kāi)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(gè)作業(yè)最長(zhǎng)有64K個(gè)段，每個(gè)段的更大長(zhǎng)度為64KB。
在分段式存儲(chǔ)管理系統(tǒng)中，為每一個(gè)分段分配一個(gè)連續(xù)的分區(qū)。進(jìn)程的各個(gè)段，可以離散地裝入內(nèi)存中不同的分區(qū)中。
作用：實(shí)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(yùn)行，就必須能夠從物理內(nèi)存中找出每個(gè)邏輯段所對(duì)應(yīng)的位置。為此在系統(tǒng)中會(huì)為每一個(gè)進(jìn)程建立一張
段表
。每個(gè)段在表中有一個(gè)表項(xiàng)，其中記錄了該段在內(nèi)存中的起始地址和段的長(zhǎng)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(guò)程可以通過(guò)查找段表，找到每一個(gè)段所對(duì)應(yīng)的內(nèi)存區(qū)。
為了實(shí)現(xiàn)進(jìn)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(zhǎng)度TL。
在進(jìn)行地址變換時(shí)，系統(tǒng)將邏輯地址中的段號(hào)與段表長(zhǎng)度TL 進(jìn)行比較。若 S > TL，表示段號(hào)太大，是訪問(wèn)越界，于是產(chǎn)生越界中斷信號(hào)。若未越界，則根據(jù)段表的始址和該段的段號(hào)，計(jì)算出該段對(duì)應(yīng)段表項(xiàng)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(guò)該段的段長(zhǎng) SL。若超過(guò)，即 d>SL，同樣發(fā)出越界中斷信號(hào)。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(wèn)的內(nèi)存。
分頁(yè)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(guò)地址映射機(jī)構(gòu)實(shí)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(gè)方面：
分頁(yè)系統(tǒng)以頁(yè)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(yè)式地址結(jié)構(gòu)由段號(hào)、段內(nèi)頁(yè)號(hào)及頁(yè)內(nèi)地址三部分所組成
段頁(yè)式系統(tǒng)的基本原理是分段和分頁(yè)原理的結(jié)合，即先將用戶程序分成若干個(gè)段，再把每個(gè)段分成若干個(gè)頁(yè)，并為每一個(gè)段賦予一個(gè)段名。如下圖展示了一個(gè)作業(yè)地址空間的結(jié)構(gòu)。該作業(yè)有三個(gè)段：主程序段、子程序段和數(shù)據(jù)段；頁(yè)面大小為 4 KB：
在段頁(yè)式系統(tǒng)中，為了實(shí)現(xiàn)從邏輯地址到物理地址的變換，系統(tǒng)中需要同時(shí)配置段表和頁(yè)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(zhǎng)，而是頁(yè)表始址和頁(yè)表長(zhǎng)度。下圖展示出了利用段表和頁(yè)表進(jìn)行從用戶地址空間到物理(內(nèi)存)空間的映射。
在段頁(yè)式系統(tǒng)中，為了便于實(shí)現(xiàn)地址變換，須配置一個(gè)段表寄存器，其中存放段表始址和段長(zhǎng) TL。進(jìn)行地址變換時(shí)，首先利用段號(hào) S，將它與段長(zhǎng) TL 進(jìn)行比較。若 S
在段頁(yè)式系統(tǒng)中，為了獲得一條指令或數(shù)據(jù)，須三次訪問(wèn)內(nèi)存。之一次訪問(wèn)是訪問(wèn)內(nèi)存中的段表，從中取得頁(yè)表始址；第二次訪問(wèn)是訪問(wèn)內(nèi)存中的頁(yè)表，從中取出該頁(yè)所在的物理塊號(hào)，并將該塊號(hào)與頁(yè)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(wèn)才是真正從第二次訪問(wèn)所得的地址中取出指令或數(shù)據(jù)。
顯然，這使訪問(wèn)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(jī)構(gòu)中增設(shè)一個(gè)高速緩沖寄存器。每次訪問(wèn)它時(shí)，都須同時(shí)利用段號(hào)和頁(yè)號(hào)去檢索高速緩存，若找到匹配的表項(xiàng)，便可從中得到相應(yīng)頁(yè)的物理塊號(hào)，用來(lái)與頁(yè)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(yè)的頁(yè)表結(jié)構(gòu)
之前討論了分段和分頁(yè)，現(xiàn)在看下頁(yè)表的主要涉及的頁(yè)表結(jié)構(gòu)。
大多數(shù)現(xiàn)代計(jì)算機(jī)系統(tǒng)支持大邏輯地址空間（2^32 ~ 2^64）。這種情況下，頁(yè)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(gè)計(jì)算機(jī)系統(tǒng)。如果系統(tǒng)的頁(yè)大小為4KB(2^12)。那么頁(yè)表可以多達(dá)100萬(wàn)的條目 （2^32/ 2^12)。假設(shè)某個(gè)項(xiàng)目有4字節(jié)。那么每個(gè)進(jìn)程需要4MB的地址物理地址來(lái)存儲(chǔ)頁(yè)表本身。顯然，我們并不想在內(nèi)存中連續(xù)分配這么多頁(yè)表。
這個(gè)問(wèn)題的一個(gè)簡(jiǎn)單的解決方法就是講頁(yè)表劃分為更小的塊。完成這種劃分方法有很多種。
最簡(jiǎn)單的方法就是使用兩層分頁(yè)算法，就是將頁(yè)表再分頁(yè)，例如，再次假設(shè)一個(gè)系統(tǒng)，具有32位邏輯地址空間和4K大小的頁(yè)。一個(gè)邏輯地址被分為20位的頁(yè)碼和12位的頁(yè)偏移。
因此要對(duì)20位的頁(yè)表進(jìn)行再分頁(yè)，所以該頁(yè)碼可以分10位的頁(yè)碼和10位的偏移。這樣一個(gè)邏輯地址就會(huì)分為如下表示。
其中p1表示的用來(lái)訪問(wèn)外部頁(yè)表的索引，而p2是內(nèi)部頁(yè)表的頁(yè)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(yè)表
。
在這種分頁(yè)結(jié)構(gòu)的方案中，假設(shè)，系統(tǒng)是64位系統(tǒng)，那么當(dāng)它的地址空間就有2^64， 當(dāng)再以4KB作為地址的話，那么頁(yè)表就會(huì)2^52個(gè)條目，那么就把頁(yè)表進(jìn)行細(xì)分，從而形成三級(jí)分層分頁(yè)，四級(jí)分層分頁(yè)等等。
為了裝換每個(gè)邏輯地址，74位的系統(tǒng)需要7個(gè)級(jí)別的分頁(yè)型敗明，如此多的內(nèi)存訪問(wèn)時(shí)不可取的，從而分層分頁(yè)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(yè)表
，采用虛擬頁(yè)碼作為哈希表值。哈希頁(yè)表的每一個(gè)條目都包括一個(gè)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(gè)元素由三個(gè)字段組成：虛擬頁(yè)碼，映射的幀碼，指向鏈表內(nèi)下一個(gè)元素的指針。
該算法的工作如下：虛擬地址的虛擬頁(yè)碼哈希到哈希表。用虛擬頁(yè)碼與鏈表內(nèi)的之一個(gè)元素的之一個(gè)字段相比較。如果匹配，那么相應(yīng)的幀碼（第二個(gè)字段）就用來(lái)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(diǎn)的之一個(gè)字段進(jìn)行比較。以查找匹配的頁(yè)碼。該方案如圖：
這里書(shū)上提到的虛擬頁(yè)碼可以只看作是頁(yè)碼。（之所以叫虛擬頁(yè)碼，是因?yàn)楦鶕?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(lái)的部分被稱為虛擬的，具體介紹會(huì)在下一章提到）。
已提出用于64位地址空間的這個(gè)方案的一個(gè)變體。
此變體采用
聚簇頁(yè)表
類似于哈希頁(yè)表。不過(guò)哈希表內(nèi)的每個(gè)條目引用多個(gè)頁(yè)而不是單個(gè)頁(yè)。單個(gè)頁(yè)表的條目可以映射到多個(gè)物理幀。聚簇頁(yè)表對(duì)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(gè)地址空間。
通常，每個(gè)進(jìn)程都有一個(gè)關(guān)聯(lián)的頁(yè)表。該進(jìn)程所使用的每個(gè)頁(yè)都在也表中有一項(xiàng)（或者每個(gè)虛擬頁(yè)都有一項(xiàng)）。這種表示方法比較自然，因?yàn)檫M(jìn)程是通過(guò)虛擬地址來(lái)引用頁(yè)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(yè)表是按照虛擬地址排序的，操作系統(tǒng)可計(jì)算所對(duì)應(yīng)條目在頁(yè)表的位置，可以直接使用該值。這種方法缺點(diǎn)就是：當(dāng)每個(gè)頁(yè)表包含百萬(wàn)級(jí)的數(shù)目時(shí)。會(huì)有性能問(wèn)題，而且需要大量的內(nèi)存來(lái)保存頁(yè)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(yè)表
。
這里先介紹一個(gè)IBM RT 的倒置頁(yè)表的表示方法：
對(duì)于每個(gè)真正的內(nèi)存頁(yè)或者幀，倒置頁(yè)表只有一個(gè)條目。每個(gè)條目包含
保存在真正內(nèi)存位置上的頁(yè)的虛擬地址
，以及擁有
該頁(yè)的進(jìn)程信息
。具體的過(guò)程如圖：
這里的進(jìn)程的信息就是以前提到的 空間地址標(biāo)識(shí)符（ASID）。主要原因是由于一個(gè)倒置頁(yè)表通常包含了多個(gè)不同的映射物理內(nèi)存的地址空間。具體進(jìn)程的每個(gè)邏輯頁(yè)可映射相應(yīng)的物理幀。
采用卜告倒置頁(yè)表的系統(tǒng)在實(shí)現(xiàn)共享內(nèi)存的時(shí)候會(huì)有問(wèn)題，因?yàn)楣蚕韮?nèi)存的實(shí)枯肆現(xiàn)為：將多個(gè)地址空間映射到同一個(gè)物理地址。這種方法，不能用于倒置頁(yè)表，因?yàn)槊總€(gè)物理頁(yè)只有一個(gè)虛擬的頁(yè)條目，一個(gè)物理頁(yè)不能有多個(gè)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(yè)兩個(gè)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(gè)邏輯地址生成 一個(gè)線性地址。 然后線性地址交給分頁(yè)單元，以生成內(nèi)存的物理地址。
IA-32 架構(gòu)允許一個(gè)段的大小最多可以達(dá)到4G， 每個(gè)進(jìn)程最多有16K個(gè)段。進(jìn)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(gè)進(jìn)程私有；
第二部分也是最多由8K段組成，這部分是所有進(jìn)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(gè) 條目都是8個(gè)字節(jié)，包括一個(gè)段的詳細(xì)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(gè)16位的數(shù)：
其中s表示段號(hào)，g表示實(shí)在LTD中還是在GDT中， p表示保護(hù)信息。
段的尋址過(guò)程為：
IA-32架構(gòu)的頁(yè)可分為4K，或者4M 。采用4K的頁(yè)，IA-32采用二級(jí)分頁(yè)方法。其中的32位的尋址和表示請(qǐng)參照二級(jí)分頁(yè)算法。
為了提高物理內(nèi)存的使用率，IA-32 的頁(yè)表可以被交換存在磁盤(pán)。因此，頁(yè)目錄的條目通過(guò)一個(gè)
有效位
，以表示該條目所指的頁(yè)表實(shí)在內(nèi)存還是在磁盤(pán)上。如果頁(yè)表再磁盤(pán)上，則操作系統(tǒng)可通過(guò)其他31位來(lái)表示頁(yè)表的磁盤(pán)位置。之后根據(jù)需要調(diào)入內(nèi)存。
隨著軟件開(kāi)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(guò)
頁(yè)地址擴(kuò)展
，以便允許訪問(wèn)大于4GB的物理地址空間。
引入頁(yè)地址擴(kuò)展，主要是將兩級(jí)的分頁(yè)方案擴(kuò)展到了三級(jí)方案， 后者的最后兩位用于指向頁(yè)目錄指針表。
頁(yè)地址擴(kuò)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(xiàng)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(dá)到驚人的2^64字節(jié)。64位系統(tǒng)有能力訪問(wèn)那么多的內(nèi)存，但是實(shí)際上，目前設(shè)計(jì)的地址遠(yuǎn)沒(méi)有那么多。
目前提供的x86-64 架構(gòu)的機(jī)器最多采用四級(jí)分頁(yè)，支持48位的虛擬地址。它的頁(yè)面大小可以4KB，2MB，或者1G。
雖然Intel的芯片占了大部分的市場(chǎng)，但是移動(dòng)設(shè)備的架構(gòu)一直采用的是32位ARM的架構(gòu)?，F(xiàn)在的iPhone 和iPad 都或得了ARM的授權(quán)。Android的智能手機(jī)也都是ARM的處理器。
ARM支持的頁(yè)面大小：
ARM架構(gòu)還支持兩級(jí)TLB（高速緩存）。在外部，有兩個(gè)微TLB： 一個(gè)用于數(shù)據(jù)，另一個(gè)用于指令。微TLB也支持 （ASID）進(jìn)程地址空間標(biāo)識(shí)符。 在內(nèi)部 有一個(gè)主 TLB。 地址轉(zhuǎn)換從微TLB級(jí)開(kāi)始。如果沒(méi)有找到，那么再檢查主TLB。如果還沒(méi)找到，再通過(guò)頁(yè)表進(jìn)行硬件查找。
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