Linux 内存管理(2): 分页

页(page)

线性地址空间被分割为一个个页(page)，32位系统中的页的大小通常为4K。页内部连续的线性地址被映射到连续的物理地址中。每个VMA(虚拟内存区域，下面讲到）的大小必须是页的整数倍。

页框(page frame)

分页单元把物理地址空间被分割为一个个的页框(page frame)。处理器本身并不关心page frame，但是内核需要使用 page frame作为物理内存管理的单位。32位系统下，page frame的大小为4K，和虚拟内存的page的大小一致。一个2G的物理地址空间结构示意图如下：

同一块物理内存可以被map到不同的页上，并且有不同的标志。

下图展示了一个进程的heap段中，虚拟内存空间（VMA）和物理内存页框(page frame)的关系：

中间的这堆page表示了VMA的范围，一个页通过页表最终能找到物理内存中对应的页框。有些页没有箭头，这表示它的页表项（PTE）中的P标志位为0，这可能是由于这个页中的内容从来没有被用过，或者被交换出去了(swapped out)。此时，对这个页的访问，就会引发一个“缺页异常(page fault)”，这是非常常见的。

页表(page tables)

把虚拟地址翻译为物理地址的过程是有软硬件联合完成的。包括操作系统， MMU（存储器管理单元）中的地址翻译硬件和一个存放在内存中叫做 页表(page tables)的数据结构，页表将虚拟页映射到物理页。每次翻译时，翻译硬件都会读取页表，操作系统负责维护页表的内容，以及在硬盘和物理内存中传输页。

每个进程都有自己的页表，当前进程切换发生时，用户空间的页表也一起切换。每个进程的task_struct中的内存描述符mm_struct中有一个域pgd，就指向这个进程的页表。

页表项

每个页在页表中都对应了一个页表项(page table entry, PTE)，一个32位系统的页表项如下图：

内核可以读取或设置页表项的每一个标志，其中，

P表示这个内存页当前是否在物理内存中，为0时，表示该页不在物理内存中，此时 PTE中的地址如果为空，表示这个页还没有分配，如果不为空，则代表这个页在硬盘上的位置。此时对这个页的访问将引发一个缺页错误(page fault)。这一位为0时，内核可以对其他的标志做任何设置。这一位为1时，PTE中的地址就代表该页在物理内存中的地址。
R/W标志表示是否是只读。U/S标志代表user/supervisor，为0时，这一页只能被内核访问。这些标志用于实现只读的虚拟内存以及用来保护内核空间。由于一个页中的所有内容都有同样的R/W，U/S等标志，所以页是内存保护的最小单位。
D和A标志表示脏(dirty)和accessed。当一个页发生过写操作，就说这个页是脏的，一个页被读或者写过，就说这个页是accessed的。对于这两个标志，进程只能去设置它们，但只有内核才能清除它们。

地址的翻译

虚拟地址到物理地址的翻译是由软硬件配合完成的。CPU中的一个寄存器，页表基址寄存器 (Page Table Base Register, PTBR)指向当前页表。对于一个n位的虚拟地址，可以分为两部分：一个 p 位的虚拟页面便宜(Virtual Page Offset, VPO)，和一个 n-p 位的虚拟页号(Virtual Page Number, VPN)。在命中的情况下，翻译的过程就是：

CPU生成一个虚拟地址，并传送给MMU；
MMU利用VPN来选择适当的PTE，继而找到对应物理页的起始地址；
物理页面的起始地址再加上VPO，就得到了这个虚拟地址对应的物理地址。

注意，由于物理页面和虚拟页面大小相同，所以偏移也一样。

如果没有命中，则翻译过程是：

CPU生成一个虚拟地址，并传送给MMU。
MMU利用VPN来选择适当的PTE，发现PTE中的有效位是零，于是MMU就触发了一次异常。
该异常导致CPU的控制被传递到操作系统内核中的缺页异常处理程序。
缺页处理程序确定出物理内存中的牺牲页，如果该页面已经被修改，则把它换出到磁盘。
缺页处理程序调入新的页面，并更新PTE。
缺页处理程序返回原来的进程，再次执行导致缺页的指令。这次就会命中。

使用高速缓存SRAM

在CPU和物理内存之间，还有几层高速SRAM高速缓存。对于地址翻译，SRAM中缓存的内容是物理地址，也就是说，地址翻译发生在高速缓存查找之前，SRAM中有对页表条目的缓存。

利用TLB加速地址翻译

MMU内部包括了一个关于PTE的小缓存，叫做 翻译后备缓冲器(Translation Lookaside Buffer, TLB)，这是一个虚拟寻址的小缓存，每一行都保存着一个由单个PTE组成的块。加上TLB后，地址翻译的示意图如下：

页表的组织

基于效率的考虑，处理器一般都采用多级目录的方式来组织页表。从2.6.11版本之后， Linux使用4级分页模型，如下图所示：

参考资料：