页表基础

页表（含二级页表、倒排页表）

1. 分页机制的基本概念

• 分页的原因：固定分区会产生内部碎片，动态分区会产生外部碎片，这两种技术在内存上的使用都是低效的。

• 分页的基本思想：内存被划分成大小相等且固定的块，块相对较小，作为主存的基本单位。每个进程也以同样大小的块为单位进行划分。

  这样，进程只有在为最后一个不完整的块申请一个主存块空间时，才产生主存碎片（内部碎片），这种碎片相对于进程来说很小。每个进程平均只产生半个块大小的内部碎片。

  分页不会产生外部碎片。

• 分页的几个基本概念

  1. 页和页大小

     • 页（page）：进程中的块称为页。

     • 页框（page frame，也称为页帧）：内存中的块称为页框。

     • 进程在执行时需要申请主存，即要为每个页分配主存中的可用页框，这就产生了页和页框的一一对应。

       

     • 页大小应该适中。页太小会导致进程的页数过多，页表过长，占用大量内存。页太大会导致内部碎片增多，降低内存利用率。

       规定页和页框大小必须是 2 的幂，方便划分页号和偏移量。

  2. 页表（page table）

     • 操作系统为每个进程维护一个页表，页表给出了该进程每页所对应的页框位置。
     • 给出逻辑地址 <页号，偏移量> 后，处理器使用页表得到物理地址 <页框号，偏移量> 。

     

  2. 二级页表

  1. 目的：克服页表占用过大内存空间的问题，压缩页表。

     例如，对于 64 位的 CPU，若页面大小为 4 KB，则页表有 2^52 个表项，如果每个页表项占 8 字节，则整个页表需要占用 8 * 2^52 Bytes = 32 PB 存储空间！实际中不可能把那么大的 页表放入连续的内存中。若不把这些页表放入连续的内存空间中，则需要一张索引表来告诉我们第几张页表该上哪里去找，这能解决页表的查询问题，且不用把所有的页表都调入内存，只在需要它时才调入。

     建立多级页表的目的在于建立索引，以便不用浪费主存空间去存储无用的页表项，也不用盲目地顺序式查找页表项。

     采用多级页表时，最高级页表不能超出一页大小。

     若采用二级页表（如 32 位的 x86 CPU），则页号被划分成两个域：PT1 和 PT2

     顶级页表（内存中）以 PT1 为索引，其表项指向二级页表，二级页表以 PT2 为索引

     除顶级页表外的其他页表可以在内外存间交换

     对 64 位处理器，一般采用三级页表

     Linux 为了通用，采用的也是支持 64 位处理器的三级页表结构，对 32 位CPU，可以通过设中间页表的表项个数为 1 来解决。

  2. 具体实例

  

  操作系统使用 32 位地址，虚拟地址空间大小为 4 GB (2^32)，页大小为 4 KB (2^12)，则虚拟地址空间由 2^20 页组成，每个页表项映射的大小为 4 B。

  那么，一个用户页表有 2^20 页表项，大小为 2^20 * 4B(页表项大小) = 4 MB。由于在二级页表机制中，页表和其他页都服从分页管理，因此用户页表由 4 MB(用户页表内存大小) / 4 KB(页大小) = 2^10 页组成。

  由于用户页表有 2^10 页，我们再用一个页表（根页表）来映射用户页表，就需要 2^10 个页表项映射。根页表大小为 2^10 * 4 B = 4 KB (2^12) 。

  那么，一个 4B 的根页表项究竟能对应多大的用户内存呢？

  • 1 个根页表项可以映射到 1 页的用户页表。
  • 而 1 页的用户页表又包含了 4 KB（页大小） / 4 B（页表项大小）= 1k 项页表项映射。
  • 每个页表项可以映射到 1 页的用户内存。

  所以，1 个根页表项可以映射到 1k * 4 KB = 4 MB 用户内存。可以看到使用二级页表，每个页表项可以映射到更多的内存空间了（从 4 KB 扩大为到 4 MB）。

  

  对于上述提到的方案，虚拟地址的前 10 位用于检索根页表，查找关于用户页表的页的页表项。

  • 若该页不在内存中，则发生一次缺页中断。

  • 若该页在内存中，则用虚拟地址中接下来的 10 位检索用户页表项页。

3. 倒排页表

前述页表设计的一个重要缺陷是，页表的大小与虚拟地址空间的大小成正比。

页表结构称为倒排的原因是，它使用页框号而非虚拟页号来索引页表项。

• 实际内存的每个页框对应一个页表项（而不是每个虚拟内存的页有一个页表项）

• 页表项的内容为（进程ID，页号）= (n, p)，记录定位于该占用页框的进程号和页号

• 优点——当物理内存较小时，反向页表可大量节省空间

• 缺点——从虚拟地址转换到物理地址变得非常困难（不能使用CPU所提供的页框号映射机制，得自己搜索整个反向页表，查找对应于页表项 (n, p) 的页框号）

具体请看书 P218

4. 转换检测缓冲区（Translation Lookaside Buffer，TLB）

原则上，每次虚存访问都可能会引起两次物理访问：一次取相应的页表项，另一次取需要的数据。

为克服这个问题，使用一个高速缓存，通常称为转换检测缓冲区（Translation Lookaside Buffer，TLB）

使用TLB的地址转换工作原理：

​ 1. 给定一个逻辑地址，CPU首先到TLB去检查，判断页号在不在其中。

​ 2. 若在（命中，hit），则直接从 TLB 中提取页框号并形成物理地址。

​ 3. 若不在（不中/未命中，miss），则按普通访问页表方式工作，形成物理地址，并更新TLB（用新找到的页表表项替换一个TLB表项）。

不使用TLB地址转换工作原理：

​ 1. 由页号去页表检查该页在不在内存（P位）。

​ 2. 若在，则形成物理地址。

​ 3. 若不在，则产生页错误(Page Fault)并发出缺页中断，由OS将页调入内存并更新页表，进而形成物理地址。