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  • 分段分页机制&虚拟地址映射过程

    千次阅读 2019-09-09 10:12:16
    虚拟地址映射过程 分页系统初始化时,类似于大小相等的固定分区,会将内存划分为很小的区块,称作页,而操作系统会为每一个进程分别维护一个页表,则进程根据这个页表可以实现加载到内存上页的不连续。 分段:...

    分段分页机制&虚拟地址映射过程

    分页:系统初始化时,类似于大小相等的固定分区,会将内存划分为很小的区块,称作页,而操作系统会为每一个进程分别维护一个页表,则进程根据这个页表可以实现加载到内存上页的不连续。

    分段:加载进程时,将进程根据段加载,一个进程可以被分为多个段,操作系统会为每个进程维护一个段表,则加载的进程可以根据这个段表在虚拟内存上不连续的占据多个段。

     

    MMU:内存管理单元,可以将逻辑地址映射为物理地址,即进行地址转换。

    转换过程:先通过分段机制将一个逻辑地址转换为线性地址再通过分页机制将线性地址转换为物理地址。

     

    分段机制的实现:

    分段机制可以将虚拟地址转换为线性地址

    段是虚拟地址空间的基本单位,所以仅仅靠一个段寄存器DS来确定一个基地址是远远不够的,至少还得描述段的长度,以及一些权限信息,所以这里有一个结构体,这个段描述符结构体包括三个方面的信息:

    1. 段的基地址:在线性地址空间中段的起始位置
    2. 段的大小:段内可以使用的最大偏移量
    3. 段的权限:段的一些保护属性,例如段是否可以读或者写。

    上面的结构体可以叫做段描述符,多个段描述符组成的表叫做段描述符表

     

    其中DS是16位数据段寄存器,其中前13位表示段描述符表的下标,共有2^13(8192)个段描述符,其中12个系统默认使用,所以用户只有8180个,剩下3位,第一位表示这个段描述符表是全局的还是局部的,如果为0表示为GDTR(全局段描述符表),为1表示为LDTR(局部段描述符表),第二位和第三位结合起来表示权限,00表示最高权限,11表示最低权限。

     

    一个虚拟地址可以通过“段基地址+偏移量”的方式转换为线性地址,但是,由于绝大多数硬件平台都不支持段机制,只支持分页机制,所以为了让 Linux 具有更好的可移植性,我们需要去掉段机制而只使用分页机制。

    但是软件都遵循着向前兼容的特点,所以段机制还得保留着,所以linux设计让段的基地址直接为0,让偏移量直接等于线性地址,而且偏移量还规定着小于4G,这刚好是线性地址空间的大小,也就是说让虚拟地址直接映射到线性地址,巧妙的将段机制问题处理了。

     

    分页机制的实现:

    分页机制将线性地址再转换为物理地址

    分页机制由CR0寄存器中的PG位启用当PG=1,启动分页机制,通过二级页面映射将线性地址转换为物理地址,当PG=0,禁止分页机制,则直接将线性地址当作物理地址使用。

    分页机制管理的对象是固定大小的存储块,称之为“页”,分页机制把整个线性地址空间及整个物理地址空间都看成由页组成,在线性地址空间中的任何一页,可以映射为物理地址空间中的任何一页(我们把物理空间中的一页叫做一个页面)

     

    二级页表结构:

    两级表结构的第一级称作页目录,存储在一个4k大小的页面中,CR3寄存器指向页目录的起始位置,页目录表共2^10(1024)个表项,每个表项4个字节,并指向第二级表也叫做页表,也刚好存储在一个4k大小的页面中,包含2^10(1024)个表项,每个表项包含一个页的物理基地址。

    我们通过这样的方式,将线性地址的前10位来产生第一级表的索引,再通过线性地址的中10位来产生第二级表的索引。

    通俗的讲就是通过线性地址的前10位确定在哪一个页目录上,再通过中10位确定是这个页目录中的具体哪一张页,再通过后12位确定其在这张表中的偏移,刚好2^12等于4K,也就是一张页的大小。

     

    从这里我们可以算一算,页目录中有1024个页目录项,每个页目录项中又有1024个页,也就是说有1024*1024 = 1M的页,也就是内存大概可以划分100W左右数量的页,其中每个页大小为4K,所以虚拟内存空间大小正好为1M*4K = 4G

     

    页面高级缓存机制:

    由于在分页情况下,每次存储器访问都要经过两级页表映射,这就大大降低了访问速度。所以,为了提高速度,就出现了最近存取页面的高速缓存机制,它自动保存32项处理器最近访问的页面地址,因此,可以覆盖128K字节的存储器地址。当进行存储器访问时,先检查要访问的页面是否在高速缓存中,如果在,就不必经过两级访问了,如果不在,再进行两级访问。平均来说,页面高速缓存大约有98%的命中率,也就是说每次访问存储器时,只有2%的情况必须访问两级分页机构。这就大大加快了速度。

     

    扩展分页:

    从奔腾处理器开始,Intel处理器引进了扩展分页,它允许页的大小为4MB。
    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。

     

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  • 地址映射 分段分页

    千次阅读 2017-10-10 17:26:03
    虚拟地址空间划分成固定大小的“页面”,由MMU将虚拟地址映射成某个物理内存页面地址。 一、三种不同的地址 1、逻辑地址:程序所使用的(相当于一个偏移量)即逻辑上的地址 2、线性地址:(虚拟地址) 32位无...

    linux内核采用页式存储管理。虚拟地址空间划分成固定大小的“页面”,由MMU将虚拟地址映射成某个物理内存页面中的地址。

    一、三种不同的地址

    1、逻辑地址:程序中所使用的(相当于一个偏移量)即逻辑上的地址

    2、线性地址:(虚拟地址) 32位无符号整数,可以用来表示高达4G的地址。线性地址通常用十六进制数字表示,值的范围从 0x0000 0000 到 0xffff ffff。

    逻辑地址经分段机制后就成线性地址;如果不启用分页,那么此线性地址和物理地址相同。

    3、物理地址:真实的物理内存,物理内存就是CPU的地址线可以直接进行寻址的内存空间大小。比如8086只有20根地址线,那么它的寻址空间就是1MB,我们就说8086能支持1MB的物理内存,及时我们安装了128M的内存条在板子上,我们也只能说8086拥有1MB的物理内存空间。同理我们现在大部分使用的是32位的机子,32位的386以上CPU就可以支持最大4GB的物理内存空间了。

    线性地址经分页转换后就成了物理地址。

    二、分段

    1、段选择符和段寄存器

    一个逻辑地址由两部分组成:一个段标识符和一个指定段内相对地址的偏移量。段标识符是一个16位长的字段,称为段选择符(Segment Selector),而偏移量是一个32位长的字段。


    index:指定了放在GDT或LDT中的相应段描述符的入口

    TI:指明段描述符是在GDT中(T1=0)或在LDT中(T1=1)

    RPL:请求者特权级,当相应的段选择符装入到cs寄存器中时指示出CPU当前的特权级;它还可以用于在访问数据段时有选择地削弱处理器的特权级。

    为了快速方便地找到段选择符,处理器提供段寄存器,段寄存器的唯一目的是存放段选择符。这些段寄存器称为cs,ss,ds,es,fs和gs.尽管只有 6个段寄存器,但程序可以把同一个段寄存器用于不同的目的,方法是先将其值保存在内存中,用完后再恢复。

    cs 代码段寄存器,指向包含程序指令的段

    ss 栈段寄存器,指向包含当前程序栈的段

    ds 数据段寄存器,指向包含静态数据或者全局数据段

    cs含有一个两位的字段,用以指明CPU的当前特权级CPL。值为0代表内核态,值为3代表用户态。(linux只有0级和3级)

    2、段描述符

    每个段由一个8字节的段描述符表示,它描述了段的特征。段描述符放在全局描述符表GDT或局部描述符表LDT中。通常只定义一个GDT,而每个进程除了存放在GDT中的段之外如果还需要创建附加的段,就可以有自己的LDT。

    GDT在主存中的地址和大小存放在gdtr控制寄存器中,当前正在被使用的LDT地址和大小放在ldtr控制寄存器中。


    由于一个段描述符是8字节长,因此它在GDT或LDT内的相对地址是段选择符的最高13位的值乘以8得到的。

    eg:如果GDT在0X00020000,且由段选择符所指定的索引号为2,那么相应的段描述符地址是0x00020000+(2*8)


    GDT的第一项总是设为0。确保空段选择符的逻辑地址会被认为是无效的,因此引起一个处理器异常。能够保存在GDT中的段描述符的最大数目是8191,即2^13-1

    3、分段单元(逻辑地址怎样转换成相应的线性地址)

    (1)先检查段选择符的TI字段,以决定段描述符保存在哪一个描述符表中。TI字段指明描述符在GDT(分段单元从gdtr寄存器中得到GDT的线性基地址)中还是在激活的LDT中。(分段单元从ldtr寄存器中得到LDT的线性基地址)

    (2)从段选择符的Index字段计算段描述符的地址,index字段的值乘以8(一个描述符的大小),这个结果与gdtr或ldtr寄存器中的内容相加。

    (3)把逻辑地址的偏移量与段描述符Base字段的值相加就得到了线性地址


    三、分页

    每当调度一个进程进入运行的时候,内核都要为即将运行的进程设置好控制寄存器CR3,而MMU的硬件则总是从CR3中取得指向当前页面目录的指针。


    CPU在执行程序时使用的是虚拟地址,而MMU硬件在进行映射时所用的则是物理地址。这是在inline函数switch_mm()中完成的。

    不管什么进程,一旦进入了内核就进了系统空间,都有相同的页面映射。

    i386 CPU以线性地址的最高10位为下标去页面目录中找到其目录项。
    这个目录项中的高20位指向一个页面表。
    每个页面表占一个页面,4K字节边界对齐,其起始地址的低12位一定是0。所以把32位目录项中的低12位挪作它用,其中最低位为P标志位,为1时表示该页面表在内存中。

    线性地址的中间10位,CPU以此为下标在已经找到的页面表中找到相应的表项。
    页面表项的P标志位为1时表示所映射的页面在内存中。32位的页面表项中的高20位指向一个物理内存页面。

    加上线性地址中的最低12位,就得到最终的物理内存地址。


    在页面映射过程中,i386 CPU要访问内存三次,第一次是页面目录,第二次是页面表,第三次是访问真正的目标。


    总结:

    1.CPU将一个虚拟内存空间中的地址转换为物理地址,需要进行两步:首先将给定一个逻辑地址(其实是段内偏移量,这个一定要理解!!!),CPU要利用其段式内存管理单元,先将为个逻辑地址转换成一个线性地址,再利用其页式内存管理单元,转换为最终物理地址。

    逻辑地址----段式内存管理单元----线性地址----页式内存管理单元----物理地址

    这样做两次转换,的确是非常麻烦而且没有必要的,因为直接可以把线性地址抽像给进程。之所以这样冗余,Intel完全是为了兼容而已。

    2.在linux平台下,线性地址=虚拟地址=逻辑地址

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  • 在x86 CPU,采用了段页式内存管理机制,分段和分页模型。 分页(Paging)机制 逻辑地址由页号和偏移量组成。 分段(Segment)机制 分段允许程序员把存储器看成由多个地址空间或段组成。程序和相关的数据被...

    1 段页式内存管理机制

    在x86 CPU中,采用了段页式内存管理机制,分段和分页模型。

     

    • 分页(Paging)机制

    逻辑地址由页号和偏移量组成。

    • 分段(Segment)机制

    分段允许程序员把存储器看成由多个地址空间或段组成。程序和相关的数据被划分成一组段(segment),不要求所有程序的所有段都有相同长度。

    和分页一样,分段情况下的逻辑地址由两部分组成:段号和偏移量。


    分段的优点:
     

    • 简化不断增长的数据结构处理。
    • 允许程序独立地改变或重新编译,而不要求整个程序集合重新链接和重新加载。
    • 有助于进程间的共享。
    • 有助于保护。由于一个段可以被构造成包含一个明确定义的程序或数据集,程序员或系统管理员可以以一种方便的形式指定访问权限。
    • 虚拟内存

    内存的基本思想是程序、数据、堆栈的总大小可以超过可用物理内存的大小,操作系统把程序当前使用的那些部分保留在内存中,而其他部分保存在磁盘上。

    虚拟内存的实现基于分页技术。
    虚拟内存的优点:

    • 在内存中可以同时运行多个进程
    • 进程可以比内存全部空间还大,不再局限于物理内存大小
    • 内存更高效地被使用

    2 逻辑地址到线性地址的映射过程

    X86 CPU逻辑地址到线性地址映射过程如下图:


    逻辑地址到线性地址映射过程如下:

    (1)根据指令的性质来确定应该使用哪一个段寄存器(Segment Selector),例如转移指令中的地址在代码段,而取数据指令中的地址在数据段;

    (2)根据段存器的内容,找到相应的“地址段描述结构“(Segment Descriptor),段描述结构都放在一个表(Descriptor Table)中(GDT或LDT、TR、IDT),而表的起始地址保存在GDTR、LDTR、IDTR、TR寄存器中。这就是4个内存管理寄存器GDTR、LDTR、IDTR和TR的用途;

    (3)从地址段描述结构中找到基地址(Base Address);

    (4)将指令发出的地址作为位移(Effective Address),与段描述结构中规定的段长度相比,看看是否越界;

    (5)根据指令的性质和段描述符中的访问权限来确定是否越权;

    (6)将指令中发出的地址作为位移,与基地址相加而得出线性地址(Linear Address)。

    问题: 1、逻辑地址就是CPU指令发出的地址,那么段选择码(Segment Selector)的值在哪里? 2、知道段选择码后,需要从描述符表(Descriptor Table)中找到相应的表项,那怎么知道描述符表在内存中哪个位置?

    3 线性地址到物理地址的映射过程

    X86 CPU线性地址到物理地址映射过程:


    线性地址到物理地址映射过程如下:

    (1)从CR3寄存器中获取页面目录表(Page Directory)的基地址;

    (2)以线性地址的Directory位段为下标,在目录(Page Directory)中取得相应页面表(Page Table)的基地址;

    (3)以线性地址中的Table位段为下标,在所得到的页面表中获得相应的页面描述项;

    (4)将页面描述项中给出的页面基地址与线性地址中的offset位段相加得到物理地址。

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  • 操作系中分页式管理总的逻辑地址到物理地址映射转换算法 C语言
  • Linux 下地址映射过程总结

    千次阅读 2017-11-13 18:13:28
    Linux32位下二级地址映射

    CPU上电强制进入实模式
    实模式下 访问地址 DS<<4 + ip = 物理地址
    主要的段寄存器有
    DS:数据段
    SS:堆栈段
    CS:代码段
    ES:扩展段
    GS:全局段
    IP:偏移量

    实模式下访问内存是极其不安全的,我们访问内存时,不仅要知道内存段的起始地址,还需要知道内存段大小和访问权限。但是这些信息没有办法都存在16位的段寄存器中,从80386开始,有了保护模式,又增加了几个寄存器,为了解决信息没有办法都存在16位的段寄存器中的问题,GDTR和LDTR。
    GDTR 指向了 GDT 全局描述附表
    LDTR 指向了 LDT 局部描述符表
    GDT是一个数组 全局的段描述表
    如图这里写图片描述
    这时段寄存器不在用于存放地址的去掉后4位(因为之前内存段的起始地址总是4k整数倍,因此后四位都为0),而用于存放段描述表的索引。

    比如想要访问数据段的地址,DS存放的是数据段在GDT中对应的下标。
    这里写图片描述

    其中8192个描述符中12项被系统预留下来了 因此8192 - 12 = 8180 个描述符
    内核代码(12个预留项):
    这里写图片描述

    因此保护模式下 内存分段的地址映射
    GDT[DS>>3].BaseAddr + IP(逻辑地址,加前要与Length比较) = 线性地址
    若没有开启分页机制 线性地址 == 物理地址
    若开启分页机制 线性地址 == 虚拟地址
    需要多级的页表映射 虚拟地址才能转化到====》 物理地址

    那么接下来通过bochs对简单程序的调试来熟悉Linux32位系统的二级映射过程
    程序源码:

    #include <stdio.h>
    
    int main()
    {
    int data = 10;
    pritnf("&data = 0x%x\n",&data);
    whlie(data);
    printf("progrma done...\n");
    return 0;
    }
    

    可见,程序运行期间,会在while函数体内不断循环
    在不改变代码的前提下,通过二级映射,访问data的物理内存,修改为0
    即可结束程序
    这里写图片描述
    sreg指令可以看到段寄存器的信息
    data是局部变量,因此ss寄存器的内容是映射的关键

    LDTR内容:0x0068
    二进制形式展开 0000 0000 0110 1(序号13) 0(GDT) 00(内核态)
    说明LDT在GDT 13位存着
    找到GDT的第13号元素内容
    这里写图片描述
    得到:0xe2d00068 0x000082fa
    需要注意是小端模式,对应段描述符表项的定义 得到地址0x00fae2d0 (LDT的起始地址)
    SS内容 :0x0017
    二进制形式展开 0000 0000 0001 0 (序号2) 1(LDT) 11(用户态)
    说明详细信息在LDT[2]
    这里写图片描述
    得到:0x00003fff 0x10c0f300(data栈内存的详细信息)
    对应段描述符表项的定义,0x10000000栈内存起始地址
    加上程序打印出的虚拟地址0x10000000+0x3fffef4 得到线性地址

    此时分段映射结束


    通过creg指令查看CR0的最高PG位 查看有没有开启分页式管理

    ps.
    CR0 最高PG位 0表示没有开启分页机制 1表示开启
    CR2 发生缺页异常的虚拟地址
    CR3 页目录的虚拟地址
    CR4 PAE位物理地址扩展 0未开启 1开启

    这里写图片描述
    CR0 8=》1000 最高位为1 开启内存分页

    将我们线性地址0x 13fffef4 拆分为10 10 12
    这里写图片描述

    0001001111 1111111111 111011110100‬ 二进制数
    79 1023 3828 对应数值

    这里写图片描述

    得到页目录地址0x00fea027
    前20位有效=》0x00fea000
    (为什么说前20位有效呢,PT起始地址为4K的整数倍,因此32位地址的低12位都为零,可以不用存储,用来存取其他内容,如访问权限等等,特别指出 pt的最后一位是present位,0代表对应的物理页面在交互分区中,1代表对应的物理页面不在交互分区中,这又牵扯到了swap分区了,后几期会专门写一篇理解)

    这里写图片描述

    得到页表地址0x00f94067

    前20位有效=》0x00f94000
    这里写图片描述
    得到data映射到物理内存的地址
    值为a == 10

    这里写图片描述
    通过setpmem语句 将data对应的物理地址设置为4字节的0
    从而data = 0;
    continue程序
    对应while判断为false
    退出程序
    这里写图片描述

    到这该死的地址映射过程就算完成了。。。

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  • Linux内核地址映射模型

    千次阅读 2013-08-26 10:05:16
    进程代码地址为逻辑地址,经过段页式地址映射后,才真正访问物理内存。 段页式机制如下图。 Linux内核地址空间划分 通常32位Linux内核地址空间划分0~3G为用户空间,3~4G为内核空间。注意...
  • 现在假设有这么一段代码:   void main() { int a = 100; ...如果编译执行,先打印地址,...在英特尔的X86体系下,从他的发展可以看出他是从实模式向保护模式发展的,内存管理是从分段是管理往分页式管理的。既然是一

空空如也

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分页系统中地址映射过程