操作系統(tǒng)的分段機制，將程序分成不同的段進行管理，我們編程訪問內(nèi)存地址時，訪問的其實是操作系統(tǒng)抽象給我們的虛擬地址，通過段基址：段偏移的方式訪問內(nèi)存虛擬地址，極大了簡化了程序員的編程結(jié)構，解決了之前操作系統(tǒng)存在的兩個問題：
- 地址空間沒有隔離
- 程序運行的地址不確定
但是分段機制也存在嚴重的問題，在分段的映射方法中，并沒有解決內(nèi)存使用效率的問題。如果應用程序過多，或者內(nèi)存碎片過多，又或者曾經(jīng)被換出到硬盤的內(nèi)存段需要再重新裝載到內(nèi)存，可內(nèi)存中找不到合適大小的區(qū)域，要如何解決這個問題，就引入了分頁機制。
一、分頁實現(xiàn)原理
分頁的基本方法是將地址空間等分成某一個固定大小的頁,每一頁大小由硬件來決定，或者是由操作系統(tǒng)來決定(如果硬件支持多種大小的頁)。
- 1.將進程的邏輯地址空間分成若干個大小相等的片，稱為頁面或頁；
- 2.將物理內(nèi)存空間分成與頁大小相等的若干個存儲塊，稱為物理塊或頁框；
- 3.在為進程分配內(nèi)存時，以塊為單位，將進程中的若干頁分別裝入多個可以不相鄰的塊中。
關于進程分頁，當我們把進程的邏輯地址空間按頁來分割，常用的數(shù)據(jù)和代碼會被裝載到內(nèi)存。暫時沒用到的是數(shù)據(jù)和代碼則保存在磁盤中，需要用到的時候，再從磁盤中加載到內(nèi)存中即可。
1.1 硬件分頁機制
頁表是什么？
每個處理器進程都會維護一個頁表，頁表由一條條代表映射規(guī)則的記錄組成，每一條稱為一個頁表項（Page Table Entry, PTE），頁表存儲在物理內(nèi)存中。為了加速映射效率，在MMU中存在一塊頁表緩存，被稱為快表(Translation Lookaside Buffers)。MMU接收到虛擬地址后，首先在TLB中查找，如果找到該VA(virtual address)對應的PTE就直接轉(zhuǎn)換，找不到再去外存頁表查找，并置換進TLB。
最簡單的分頁機制
硬件上使用一級頁表的方式是最簡單的，訪問效率也最高，頁面的大小一般為 4KB。為了能夠定位和訪問每個頁，需要有個頁表，保存每個頁的起始地址，再加上在頁內(nèi)的偏移量，組成線性地址，就能對于內(nèi)存中的每個位置進行訪問了，其訪問流程圖如下：
虛擬地址分為兩部分，頁號p和頁內(nèi)偏移d。頁號作為頁表的索引，頁表包含物理頁每頁所在物理內(nèi)存的基地址。這個基地址與頁內(nèi)偏移的組合就形成了物理內(nèi)存地址。一級頁表這么簡單，只要經(jīng)過一次的地址轉(zhuǎn)換就能找到對應的物理地址，訪問效率應該是最好的。
我們假設在32位環(huán)境下，虛擬的地址空間為4GB，如果采用一級頁表，采用4KB為一個頁，那就需要1M個頁表。每一個頁表需要4個字節(jié)來存儲，那么整個4GB的地址空間的映射就需要4MB的內(nèi)存來存儲映射表。如果每個進程都有自己的映射表，100個進程就需要400MB的內(nèi)存，對于內(nèi)核來說，確實有點大。
這個問題在64位體系結(jié)構下, 情況會更加糟糕. 而每個進程都需要自身的頁表, 這導致系統(tǒng)中大量的所有內(nèi)存都用來保存頁表。
1.2 多級頁表
對于一級頁表中所有頁表項必須提前建好，并且要求是連續(xù)的。如果不連續(xù)，就沒有辦法通過虛擬地址里面的頁號找到對應的頁表項了。為減少頁表的大小并容許忽略不需要的區(qū)域, 計算機體系結(jié)構的就使用了多級頁表，下面以二級頁表為例，看硬件上怎么實現(xiàn)的。
第一級表稱為頁目錄，存放在一頁 4K 大小的頁面中，具有 2^10 個 4 字節(jié)長度的表項。 這些表象指向?qū)亩壉怼?線性地址的最高 10 位（31-22）用作以及表中的索引。
第二級稱為頁表，長度也是 4K 大小的一個頁面，最多有 1K 個 4 字節(jié)的表項。 每個 4 字節(jié)的表項含有相關頁面的 20 位物理基地址。 二級頁表使用線性地址的中間 10 位（21-12）作為表項索引值，以獲取含有頁面 20 物理地址基地址的表項。 該20位頁面物理基地址和線性地址中的第12位（頁內(nèi)偏移）組合在一起就得到了分頁轉(zhuǎn)換過程的輸出值，即對應的的最終物理地址。
對于給定的線性地址，CR3 寄存器指定頁目錄表的基地址。線性地址的高10位用于索引這個頁目錄表，以獲得指向相關第二級頁表的指針。線性地址空間中間10位用于索引二級頁表，以獲得物理地址的高20位。線性地址的第12位直接作為物理地址的第12位，從而組成一個完整的32位物理地址。
虛擬地址轉(zhuǎn)換為物理地址的整個過程由MMU(Memory Management Uni)內(nèi)存管理單元完成：
CPU取到虛擬地址-> MMU查頁目錄->MMU查頁表->MMU得到頁表項->MMU得到物理頁面編號->MMU得到物理地址。
那么二級頁表怎么解決頁表過大的問題呢？我們假設只給這個進程分配了一個數(shù)據(jù)頁。如果只使用頁表，也需要完整的 1M 個頁表項共 4M 的內(nèi)存，但是如果使用了頁目錄，頁目錄需要 1K 個全部分配，占用內(nèi)存 4K，但是里面只有一項使用了。到了頁表項，只需要分配能夠管理那個數(shù)據(jù)頁的頁表項頁就可以了，也就是說，最多 4K，這樣內(nèi)存就節(jié)省多了。
頁目錄和頁表的表項格式如下圖所示，其中位32-12含有物理地址的高20位，用于定位物理地址空間中一個頁面（也叫頁幀）的物理基地址。（頁號是隱含的）表項的低 12 位含有頁屬性信息。
上圖就是頁目錄項和頁表項的格式?？梢钥闯?，由于頁表或者頁的物理地址都是4KB對齊的（低12位全是零），所以上圖中只保留了物理基地址的高20位（bit[31:12]）。
第12位可以安排其他用途:
- 【P】存在位，表示該頁是在內(nèi)存還是在磁盤。為1表示頁表或者頁位于內(nèi)存中。否則，表示不在內(nèi)存中，必須先予以創(chuàng)建或者從磁盤調(diào)入內(nèi)存后方可使用。
- 【R/W】：讀寫標志。為1表示頁面可以被讀寫，為0表示只讀。當處理器運行在0、1、2特權級時，此位不起作用。頁目錄中的這個位對其所映射的所有頁面起作用。
- 【PWT】：緩沖寫策略。Page級的Write-Through標志位。為1時使用Write-Through的Cache類型；為0時使用Write-Back的Cache類型。當CR0.CD=1時（Cache被Disable掉），此標志被忽略。對于我們的實驗，此位清零。
- 【PCD】：禁止緩存位。Page級的Cache Disable標志位。為1時，物理頁面是不能被Cache的；為0時允許Cache。當CR0.CD=1時，此標志被忽略。對于我們的實驗，此位清零。
- 【D】：修改位。該位由處理器固件設置，用來指示此表項所指向的頁是否寫過數(shù)據(jù)。
- 【A】：訪問位。該位由處理器固件設置，用來指示此表項所指向的頁是否已被訪問（讀或?qū)懀?，一旦置位，處理器從不清這個標志位。這個位可以被操作系統(tǒng)用來監(jiān)視頁的使用頻率。
正常來說, 對于32位的系統(tǒng)兩級頁表已經(jīng)足夠了, 但是對于64位系統(tǒng)的計算機, 這遠遠不夠.
首先假設一個大小為4KB的標準頁， 所以offset字段需要12位.這樣線性地址空間就剩下64-12=52位分配給頁中間表Table和頁目錄表Directory。如果我們現(xiàn)在決定僅僅使用64位中的48位來尋址(這個限制其實已經(jīng)足夠了, 2^48=256TB，即可達到256TB的尋址空間)。剩下的48-12=36位被分配給Table和Directory字段， 即使我們現(xiàn)在決定為兩個字段各預留18位，那么每個進程的頁目錄和頁表都包含218個項， 即超過256000個項.
二，總結(jié)
基于這個原因, 所有64位處理器的硬件分頁系統(tǒng)都使用了額外的分頁級別. 使用的級別取決于處理器的類型
操作系統(tǒng)引入分頁的概念，作為虛擬內(nèi)存挑戰(zhàn)的解決方案。與以前的方法(如分段)，分頁有很多的優(yōu)點
分頁機制解決了分段機制的效率問題，因為分頁將內(nèi)存劃分為固定大小的單元，它不會產(chǎn)生外部碎片
非常靈活，支持稀疏虛擬地址空間
但是雖然分頁機制也有它的局限性，例如它會產(chǎn)生內(nèi)碎片，內(nèi)碎片的大小由分頁機制的最小物理內(nèi)存決定的，比如來說，我們每個進程都只需要幾個字節(jié)，那么對于現(xiàn)在的分頁機制也是按照一個頁大小來分配，但是相對于分段機制的浪費也小了很多。
對于多級頁表雖然解決了內(nèi)存浪費的問題，但是頁表存放在主存中，因此程序每次訪存至少需要兩次：一次訪問獲取物理地址，第二次訪問才獲得數(shù)據(jù)。內(nèi)存訪問的速度就減半。在大多數(shù)情況下，這種延遲是無法忍受的。操作系統(tǒng)不得不努力設計出一個更好的分頁機制，它不僅可以工作，而且工作得更好，對于這種情況，硬件又基于頁表的訪問局限性設計了TLB來解決這個問題。
