内核空间的虚拟内存地址

• 线性地址 (|3G~4G| - 128MB)
• 高端内存
• 借助 128MB 高端内存地址空间实现访问剩下的所有物理内存 (0~3G + 128MB)

页表与MMU

1. 虚拟地址空间和物理地址空间都分成同等大小的块，也称为页，按照虚拟页和物理页进行转换。
   • 根据软件配置不同，这个页的大小可以设置为 4KB、2MB、4MB、1GB，这样就进入了现代内存管理模式——分页模型。
   • 在4GB，32位操作系统，页面大小为4KB
2. 一个虚拟页可以对应到一个物理页，由于页大小一经配置就是固定的，所以在地址关系转换表中，只要存放虚拟页地址对应的物理页地址就行了。

三级页表到四级页表

2.6.11版本开始，采用四级分页模型

• 三级页表：PGD、PMD、PTE、page offset
• 四级页表：
  • 页全局目录（Page Global Directory）
  • 页上级目录（Page Upper Directory）
  • 页中间目录（Page Middle Directory）
  • PTE (Page Table Entry)
  • page offset
• 对于没有启用物理地址扩展的32位系统，Linux取消了页上级目录和页中间目录，仅使用了两级页表。
• 启用了物理地址扩展的32位系统，Linux取消了上级目录，使用三级页表。
• 对于64位系统，Linux根据硬件对线性地址位的划分来决定采用三级或者四级页表。

MMU

• MMU 即内存管理单元，是用硬件电路逻辑实现的一个地址转换器件，它负责接受虚拟地址和地址关系转换表（页表基址寄存器），以及输出物理地址。
  • 根据实现方式的不同，MMU 可以是独立的芯片，也可以是集成在其它芯片内部的，比如集成在 CPU 内部，x86、ARM 系列的 CPU 就是将 MMU 集成在 CPU 核心中的。
• MMU有不同模式，可以处理不同分段的下的虚拟地址？
  • 由于保护模式的内存模型是分段模型，它并不适合于 MMU 的分页模型，所以我们要使用保护模式的平坦模式，这样就绕过了分段模型。
  • 保护模式下的分页 3级页表
    • 页目录索引（10）、页表索引（10）、页内偏移（12），
    • 只有一级页目录，其中包含 1024 个条目（2^10） ，每个条目指向一个页表，每个页表中有 1024 个条目 (2^10)。
    • 其中一个条目就指向一个物理页，每个物理页 4KB。
  • 长模式下的分页 4级页表
    • 64 位虚拟地址被分为 6 个位段，分别是：保留位段，顶级页目录索引（8）、页目录指针索引（8）、页目录索引（8）、页表索引（8）、页内偏移（12），
    • 顶级页目录、页目录指针、页目录、页表各占有 4KB 大小，其中各有 512 个条目，每个条目 8 字节 64 位大小

页表

　地址关系转换表，其实它有个更加专业的名字——页表。它描述了虚拟地址到物理地址的转换关系，也可以说是虚拟页到物理页的映射关系，所以称为页表。

• MMU工作流程
  • 一个虚拟地址被分成从左至右四个位段。
  • 第一个位段索引顶级页目录中一个项，该项指向一个中级页目录
  • 然后用第二个位段去索引中级页目录中的一个项，该项指向一个页目录
  • 再用第三个位段去索引页目录中的项，该项指向一个物理页地址
  • 最后用第四个位段作该物理页内的偏移去访问物理内存（32为系统，页大小4KB，2^12，需要12位）。 　

相同虚拟地址如何不混淆？

• 由于每个进程都有自己独立的地址空间，所以，如果系统采用一级列表，那么每个进程都需要额外4MB的内存，来存储完整的页表项
  • 如果是32位的系统，1个页大小4KB，假设一个页表项的大小是4B，那么需要1M个页（4KB * 1M = 4GB），所有页表项的大小就是4MB
• 从高位到低位：10位存页目录号+10位存页号+12位存偏移地址(2^12=)
• 如果采用二级列表，一个进程额外需要4KB的页目录表，12KB的页表项
  • 同样，1个页4KB，将1M个页表项划分成1K份，每份有1K个页表项，构建一个二级页表目录，每个页表目录项就对应着1K个页表项，假设一个页表项和一个页目录项的大小都是4B对于一个进程来说，在运行时，页目录表肯定是常驻内存的，大小为1K 4B = 4KB，而页表项则是按需装入即可，默认程序是4MB代码+4MB数据+4MB栈，那么就对应了1K + 1K + 1K = 3K个页才能把这些数据容纳(3K 4KB = 3 * 4MB)，一个页表项4B，那么3K个页表项就是12KB。

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