深入分析Linux內核源码.docxVIP

2.4.1?分页机构如前所述，分页是将程序分成若干相同大小的页，每页4K个字节。如果不允许分页(CR0的最高位置0)，那么经过段机制转化而来的32位线性地址就是物理地址。但如果允许分页(CR0的最高位置1)，就要将32位线性地址通过一个两级表格结构转化成物理地址。1.?两级页表结构为什么采用两级页表结构呢？在80386中页表共含1M个表项，每个表项占4个字节。如果把所有的页表项存储在一个表中，则该表最大将占4M字节连续的物理存储空间。为避免使页表占有如此巨额的物理存储器资源，故对页表采用了两级表的结构，而且对线性地址的高20位的线性—物理地址转化也分为两部完成，每一步各使用其中的10位。两级表结构的第一级称为页目录，存储在一个4K字节的页面中。页目录表共有1K个表项，每个表项为4个字节，并指向第二级表。线性地址的最高10位(即位31~位32)用来产生第一级的索引，由索引得到的表项中，指定并选择了1K个二级表中的一个表。两级表结构的第二级称为页表，也刚好存储在一个4K字节的页面中，包含1K个字节的表项，每个表项包含一个页的物理基地址。第二级页表由线性地址的中间10位(即位21~位12)进行索引，以获得包含页的物理地址的页表项，这个物理地址的高20位与线性地址的低12位形成了最后的物理地址，也就是页转化过程输出的物理地址，具体转化过程稍后会讲到，如图?2-21?为两级页表结构。?图2.21??两级页表结构2.?页目录项图?2-22的页目录表，最多可包含1024个页目录项，每个页目录项为4个字节，结构如图4.23所示。图2.22?页目录中的页目录项·?第31~12位是20位页表地址，由于页表地址的低12位总为0，所以用高20位指出32位页表地址就可以了。因此，一个页目录最多包含1024个页表地址。·?第0位是存在位，如果P=1，表示页表地址指向的该页在内存中，如果P=0，表示不在内存中。·?第1位是读/写位，第2位是用户/管理员位，这两位为页目录项提供硬件保护。当特权级为3的进程要想访问页面时，需要通过页保护检查，而特权级为0的进程就可以绕过页保护，如图2.23?所示。图2.23?由U/S和R/W提供的保护·?第3位是PWT（Page Write-Through）位，表示是否采用写透方式，写透方式就是既写内存（RAM）也写高速缓存,该位为1表示采用写透方式·?第4位是PCD（Page Cache Disable）位，表示是否启用高速缓存,该位为1表示启用高速缓存。·?第5位是访问位，当对页目录项进行访问时，A位=1。·?第7位是Page Size标志，只适用于页目录项。如果置为1，页目录项指的是4MB的页面，请看后面的扩展分页。·?第9~11位由操作系统专用，Linux也没有做特殊之用。2.?页面项80386的每个页目录项指向一个页表，页表最多含有1024个页面项，每项4个字节，包含页面的起始地址和有关该页面的信息。页面的起始地址也是4K的整数倍，所以页面的低12位也留作它用，如图2.24所示。???图2.24?页表中的页面项第31~12位是20位物理页面地址，除第6位外第0～5位及9~11位的用途和页目录项一样，第6位是页面项独有的，当对涉及的页面进行写操作时，D位被置1。4GB的存储器只有一个页目录，它最多有1024个页目录项，每个页目录项又含有1024个页面项，因此，存储器一共可以分成1024×1024=1M个页面。由于每个页面为4K个字节，所以，存储器的大小正好最多为4GB。3.??线性地址到物理地址的转换当访问一个操作单元时，如何由分段结构确定的32位线性地址通过分页操作转化成32位物理地址呢？过程如图2.25所示。图2.25????32位线性地址到物理地址的转换第一步，CR3包含着页目录的起始地址，用32位线性地址的最高10位A31~A22作为页目录的页目录项的索引，将它乘以4，与CR3中的页目录的起始地址相加，形成相应页表的地址。第二步，从指定的地址中取出32位页目录项，它的低12位为0，这32位是页表的起始地址。用32位线性地址中的A21~A12位作为页表中的页面的索引，将它乘以4，与页表的起始地址相加，形成32位页面地址。第三步，将A11~A0作为相对于页面地址的偏移量，与32位页面地址相加，形成32位物理地址。4.扩展分页?从奔腾处理器开始,Intel微处理器引进了扩展分页,它允许页的大小为4MB，如图2.26所示：?在扩展分页的情况下,分页机制把32位线性地址分成两个域：最高10位的目录域和其余22位的偏移量。?图2.26?扩展分页??2.4.2页面高速缓存由于在分页情况下，每次存储器访问都要存取两级页表，这就大大降低了访问速度。所以，为了提高速度，在386中设置一个最近存取页面的高速缓存硬件机制，它自动保持3