作  者：道哥，10 年嵌入式開發(fā)老兵，專注于：C/C 、嵌入式、Linux。

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目錄

• 問題描述

  
  

• CPU接收的是線性地址，不是物理地址

  
  

• 對頁目錄進行"自操作"

  
  

• 一級查表：構造線性地址的前十位

  
  

• 二級查表：構造線性地址的中間十位

  
  

• 三級查表：構造線性地址的最后十二位

  
  

• 三個地址段合體

  
  

• 對頁表進行"自操作"

  
  

在x86系統(tǒng)中，內存管理中的分頁機制是非常重要的，在Linux操作系統(tǒng)相關的各種書籍中，這部分內容也是重筆濃彩。

如果你看過Linux內核相關書籍，一定對下面這張圖又熟悉、又恐懼：

這是Linux系統(tǒng)中，頁處理單元的多級頁表查詢方式。

其中黃色背景部分：頁上級目錄索引 和 頁中間目錄索引，是 Linux 系統(tǒng)自己擴展的，在原本的x86處理器中是不存在的，這也是導致Linux中相關部分代碼更加復雜的原因。

在上一篇文章中，我們主要對x86中的頁目錄和頁表的“反向構造”、“正向查找”這兩個過程進行了圖文并茂的討論。文章鏈接在此：Linux從頭學15：【頁目錄和頁表】-理論 實例 圖文的最完全、最接地氣詳解！，但是其中有一個環(huán)節(jié)被特意忽略過去了。

那就是：在操作系統(tǒng)構造頁目錄和頁表的時候，如何對它們自身進行尋址和操作？

這部分內容，也是內存管理中比較復雜的地方，就好比一名醫(yī)生給病人做手術，但是病人卻是“醫(yī)生自己”。

這篇文章，我們繼續(xù)通過圖片 實例的方式，一起來研究一下內核代碼一般都是如何來進行這些“自操作”的。

把這里面的操作機制研究透徹之后，再去看Linux內核代碼時，就不會暈頭轉向了。

問題描述

在上一篇文章中，我們舉了這樣一個示例：

1. 假設實際的物理內存是1 GB;

   
   

2. 用戶程序文件在硬盤上的長度是20 MB;

   
   

3. 操作系統(tǒng)把用戶程序加載到內存中時，從 0x4000_0000 的虛擬內存地址處開始存放;

   
   

4. 操作系統(tǒng)讀取程序結束后，為所有的地址構造好了頁目錄和頁表;

   
   

如下圖所示：

頁目錄和頁表的每一個有效表項中，存儲的地址都是一個個實實在在的物理頁的前 20 位(因為一個物理頁的長度固定是4KB，在分配時都是對齊的，末尾的 12 位全部為 0)。

并且頁目錄和頁表“們”自身，都占用一個物理頁的空間，所以它們都有自己的物理地址。

當頁目錄和頁表都構造妥當之后，處理器面對一個線性地址，例如：0x4100_1800，頁處理單元就會按照分級查表的方式，把這個線性地址轉換為一個物理地址：

1. 拆分線性地址：0x4100_1800 = 0100_0001_0000_0000___0001_1000_0000_0000;

   
   

2. 根據線性地址的前 10 位，找到頁目錄中的索引 260，從而確定頁表的物理地址是 0x0800_4000（表項中的值是 0x08004，還要補上低位的 12 個 0）;

   
   

3. 根據線性地址的中間 10 位，找到 0x0800_4000 這個頁表中的索引 1，從而確定普通物理頁的物理地址是 0x0210_1000（表項中的值是 0x02101，還要補上低位的 12 個 0）;

   
   

4. 根據線性地址的最后 12 位，確定普通頁內的偏移量是 2048，普通頁的開始地址加上這個偏移量，就得到了最終的物理地址 0x0210_1800。

   
   

詳細的討論過程，請參考上一篇文章：Linux從頭學15：【頁目錄和頁表】-理論 實例 圖文的最完全、最接地氣詳解！。

那么，問題來了：

在頁處理單元開啟的情況下，處理器面對的是線性地址，那么操作系統(tǒng)在構造頁目錄中的每一個表項的時候，如何對這個表項進行尋址？

具體到上圖來說就是：操作系統(tǒng)想把第一個頁表的物理地址0x0800_0000，填寫到頁目錄的第256個表項中時，那么CPU就需要找到這個表項，這個表項肯定有物理地址的。

但是，我們不能把這個表項的物理地址直接告訴CPU，因為CPU只接收線性地址，它會自動經過分頁單元的處理來得到對應的物理地址。

那么，這個線性地址的值應該是多少呢？

繼續(xù)用實例來說明，這樣容易理解。

假設頁目錄所處的物理頁開始地址是0x0100_0000，那么第256個表項的物理地址就是0x0100_0400。

有些小伙伴可能會說：直接把物理地址0x0100_0400告訴處理器，不就可以了嗎？

這是不對的！

處理器接收的是線性地址，不是物理地址

因為現在已經開啟了分頁處理單元，0x0100_0400是我們最后想得到的物理地址，而處理器只接受線性地址，雖然我們知道這是一個物理地址，但是處理器不知道?。?

當我們給處理器一個地址的時候，處理器會按部就班的對這個地址進行[段轉換]，再進行[頁轉換]，這時才得到它認為的物理地址。

由于使用的是“平坦型”的段結構，所以這里就忽略了段處理過程，直接討論頁處理過程。

所以，我們應該使用某些方法，構造出一個線性地址 addr，讓這個地址經過頁處理單元之后，得到0x0100_0400這個物理地址：

這里有點遞歸的味道，又有點像一個醫(yī)生給他自己做一個外科手術！

現在，應該明白面對的問題了吧？

目標就是：通過某種方法，構造出一個線性地址addr，并且通過頁處理單元轉換之后，得到物理地址0x0100_0400。

對頁目錄進行操作

重新梳理一下思路：如果對一個普通物理頁(下文簡稱為：普通頁)里的一個地址處的數據進行操作，需要經過3次查表操作：

從頁表的某個表項中，找到的那個物理地址，就是最后要操作的普通物理頁。

現在我們的問題是：需要把頁目錄作為最終的操作對象。

也就是說，從頁表中找到的“普通頁”的物理地址，應該等于頁目錄的物理地址！

作為一名軟件開發(fā)人員，遞歸思想都是有的。

我們就來構造一個線性地址 addr，讓它經過3次查表操作之后，能夠指向頁目錄的物理地址。

一級查表：構造線性地址的前 10 位，來確定頁表的物理地址

一級查表：查找的對象是頁目錄。

線性地址addr的前10位，決定了頁目錄內的索引。

很顯然，需要讓這個索引對應的那個表項中所登記的地址，必須是指向頁目錄自己才可以。

常用的解決方案是：利用頁目錄中的最后一個表項，讓這個表項中記錄的地址，指向頁目錄自己，如下圖所示：

也就是說，預先在頁目錄的最后一個表項中，填入頁目錄自己的物理地址，然后只要線性地址addr前10位的值為1023，就能夠得到這個表項。

很容易就能得到addr的前10位應該是：0x3FF(二進制：1111_1111_11)。

由于這個表項中存儲的地址是頁目錄自己的開始地址(0x0100_0000, 最后的12個0是自動補上的)，這樣就相當于：下面進入第二級查找時，頁目錄即將被當做“頁表”來使用。

如下圖所示：

這里紅色虛線的“頁表”其實就是頁目錄自己，只是一個影子而已。

二級查表：構造線性地址的中間 10 位，來確定“普通頁”的物理地址

二級查表：查找的對象是頁表，也就是一級查表得到的那個“頁表”。

雖然一級查表的結果是頁目錄自己，但是處理器不管這些，它會把這個表當做頁表來使用。

現在，來考慮線性地址addr的中間10位，它決定了頁表中的索引號。

很顯然，需要繼續(xù)讓這個索引號對應的那個表項中，記錄的地址必須繼續(xù)指向頁目錄自己。

那就繼續(xù)利用這個“頁表”(其實它是頁目錄)中的最后一個表項唄，就是index = 1023的這個表項。

這個表項中存儲的物理地址，即將是最終查表得到的“普通頁”的物理地址了。

由于這個表項中，被預先填寫了0x01000，補上尾部的12個0之后就是0x0100_0000，仍然指向頁目錄自己，完美！

于是，就得到了中間10位的結果：0x3FF(二進制：11_1111_1111)。

如下圖所示：

最右面紅色虛線的“物理頁”，就是二級查找的結果，它本質上仍然是頁目錄本身，只不過它即將被當做一個普通物理頁來使用。

三級查表：構造線性地址的最后 12 位，來確定“普通頁”的頁內偏移量

現在，已經構造出了線性地址addr（這是我們的最終目標）的前20位，并且經過頁表的前兩級查表，成功的定位到了頁目錄自己！

就差最后一步了！

我們知道，從線性地址到物理地址的轉換過程中，最后的12位表示頁內偏移，是直接從線性地址中取過來的。

也就是說：線性地址 與 物理地址 的最后12位偏移量，值是一樣的！

所以，我們就反過來倒推一下：

我們最終想操作的是頁目錄中第256個表項，它的物理地址是0x0100_0400，這個物理地址距離這個頁目錄開始位地址的偏移量是：0x400(0x0100_0400減去0x0100_0000)。

因此，線性地址addr中的最后12位的值也應該是0x400。

三個地址段合體

把上面三個步驟中，得到的地址聚合在一起：

0xFFFF_F400就是最終想得到的線性地址!

也就是說，我們只要把這個線性地址0xFFFF_F400告訴處理器，它就會經過頁處理單元的轉換，最終查找到頁目錄這個物理頁中的第256個表項，也就是物理地址 0x0100_0400。

例如：mov [0xFFFF_4000], xxxx

以上就是操作系統(tǒng)在操作頁目錄自身時，所采取的策略。

具體到每個操作系統(tǒng)來說，可能稍微有差別，但是其中的道理都是差不多的。

例如本文開頭的第一張圖中，Linux使用了4級表格來查找，并且中間的兩個表格還可以省略不用。

如何跨過中間的這兩個表格，Linux內核代碼中的代碼更復雜一些，但是策略都是一樣的。

對頁表進行尋址

既然已經弄明白了操作系統(tǒng)是如何操作頁目錄的，那么對頁表的操作就不是什么大問題了。

比如下面這張圖：

目標：把最右面的普通物理頁地址0x0200_0000，放入0x0800_0000這個頁表的第一個表項中(只需要存儲前20位)，那么應該傳遞什么樣的線性地址給處理器？

思路是完全一樣的。

一級查表

按照正常的分頁查找流程，從頁目錄的某個表項中，查找我們想操作的那個頁表。

頁目錄中的這個表項位于索引值256的地方，因此可以構造出線性地址的前10位是：0100_0000_00(0x100)。

所以，經過一級查表得到的這個頁表的物理地址是0x0800_0000。

二級查表

利用這個頁表的最后一個表項(index = 1023)，預先填寫一個地址(0x08000)，讓它指向這個頁表自己的開始物理地址。

于是，可以構造出線性地址的中間10位是：11_1111_1111(0x3FF)。

由于這個表項中存儲的地址是0x0800_0000，指向的正是頁表自己，只不過馬上它就被當作普通物理頁被使用。

三級查表

此時，已經找到最后的普通物理頁了(其實它是一個頁表，被當作普通物理頁使用)。

線性地址的最后12位，可以直接從最后想操作的那個目標物理地址中最后12位直接拿過來。

我們的目標是：操作頁表中的第 0 個表項，這個表項的物理地址是0x0800_0000，最后的12位偏移量是0000_0000_0000。

把以上3個地址段合體，即可得到正確的線性地址：

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