前言

? ? ? ? 本章主要講解虛擬地址是怎么轉化成物理地址的，以及頁表相關知識；本文環境默認為32位機器下；如果你連什么是虛擬地址都不知道可以先看看下面這篇文章；

Linux | 進程地址空間-CSDN博客

一、概念補充

頁表：是一種數據結構，與硬件MMU配合可以將虛擬地址轉化成物理地址，頁表中主要建立虛擬地址與物理地址之間的映射；

頁框：我們將真實物理內存以4KB為單位進行劃分，其中每一個4KB我們稱為一個頁框；

頁框號：識別頁框的編號；

知識回顧：?

????????之前我們講解磁盤文件時，我們說過，通常進行一次IO的大小通常為4KB，即使你只修改1字節也是以4KB為單位將數據先加載進內存中；實際上，也正是加載進內存的空閑頁框中；我們的磁盤文件也是以4KB進行劃分；

? ? ? ? 我們還說過我們的一個可執行程序在編譯后形成可執行程序，這個可執行程序實際上已經在內部進行分段，分好了虛擬地址空間了；我們可以直接使用編譯好的虛擬地址；

二、地址轉化過程

????????前面我們說過我們的物理內存會以4KB分為一個又一個頁框；而操作系統是否需要維護這些頁框呢？答案當然也是肯定的，我們可以將我們的頁框用一種結構體描述起來，然后用數組維護這些頁框，這樣就有一個頁框數組了，數組下標可作為頁框號；假設一個為4GB的物理內存，可以有多少個頁框呢？我們不難計算，4GB = 4 * 1024 * 1024 * 1024 Byte；

一個頁框為4KB = 4 * 1024；兩者相除，大約就是1024*1024，約一百萬個；我們便可以用

struct page[1000000]; 即可表示所有物理內存中所有頁框；

????????首先我要講解的是我們的虛擬地址通過頁表+MMU將我們的虛擬地址轉換成物理內存中的物理地址，若我們頁表中沒有物理內存中的地址，而是只有磁盤中的地址，此時是因為我們的數據沒有被加載進磁盤，可能之前發生或換出或本來沒有加載進磁盤內；這是我們在物理內存中申請一塊空閑的頁框，我們找到空閑的頁框后，我們將磁盤文件加載進指定的頁框，同時我們也在頁表上進行更新，將新映射的物理內存地址填上去；這個過程也就是我們常說的缺頁中斷；

? ? ? ? 如果按上面的結構來看，頁表中的每個條目記錄一個虛擬地址映射一個物理地址，此時我們一共則需要 4 * 1024 * 1024 * 1024條記錄（假設物理內存有4G）；假設一條記錄需要10個字節，那么一個頁表的大小就需要40G；而我們的頁表也是存在物理內存中呀！這顯然是不可能存的下的，就算存的下也不可能消耗這么多內存資源存頁表，況且一個進程就有一張用戶級頁表；計算機中絕對不止有一個進程；

? ? ? ? 此時，我們用另一種思路，我們頁表中將虛擬地址的32個比特位分開看；其中前10位我們一起看，作為頁目錄的索引來找到二級頁表，然后接著10位用來查找頁框號，最后12個比特位用來記錄頁內偏移；如下圖所示；

? ? ? ? 我們來計算一下，頁目錄最多有2^10，也就是1024條目錄，對應著最多有1024個二級頁表；每個二級頁表也最有有2^10條目錄，每條目錄對應一個頁框號，所有二級頁表可以表示2^10 * 2^10 個頁框，而我們的4GB內存最多也只有 2^20 個頁框，剛好一一對應；最后12個比特位可以表示0到2^12 - 1，而2^12正好也就是4KB；也正好吻合；設頁表每一條目為10字節，計算最大的情況下，總大小為 頁目錄大小（2^10 * 10 = 10KB）+ 所有二級目錄大小（2 ^ 10 * 2 ^ 10 * 10 = 10MB）；其中10KB可忽略，總大小最多為10M；這個大小比我們第一種方案要小了很多很多，這也是我們Linux下采用的方案；