上一节，我们讲了虚拟空间的布局。接下来，我们需要知道，如何将其映射成为物理地址呢？
你可能已经想到了，咱们前面讲x86 CPU的时候，讲过分段机制，咱们规划虚拟空间的时候，也是将空间分成多个段进行保存。
那就直接用分段机制呗。我们来看看分段机制的原理。
分段机制下的虚拟地址由两部分组成，段选择子和段内偏移量。段选择子就保存在咱们前面讲过的段寄存器里面。段选择子里面最重要的是段号，用作段表的索引。段表里面保存的是这个段的基地址、段的界限和特权等级等。虚拟地址中的段内偏移量应该位于0和段界限之间。如果段内偏移量是合法的，就将段基地址加上段内偏移量得到物理内存地址。
例如，我们将上面的虚拟空间分成以下4个段，用0～3来编号。每个段在段表中有一个项，在物理空间中，段的排列如下图的右边所示。
如果要访问段2中偏移量600的虚拟地址，我们可以计算出物理地址为，段2基地址2000 + 偏移量600 = 2600。
多好的机制啊！我们来看看Linux是如何使用这个机制的。
在Linux里面，段表全称段描述符表（segment descriptors），放在全局描述符表GDT（Global Descriptor Table）里面，会有下面的宏来初始化段描述符表里面的表项。
#define GDT_ENTRY_INIT(flags, base, limit) { { { \
.a = ((limit) & 0xffff) | (((base) & 0xffff) << 16), \
.b = (((base) & 0xff0000) >> 16) | (((flags) & 0xf0ff) << 8) | \
((limit) & 0xf0000) | ((base) & 0xff000000), \
} } }
一个段表项由段基地址base、段界限limit，还有一些标识符组成。
DEFINE_PER_CPU_PAGE_ALIGNED(struct gdt_page, gdt_page) = { .gdt = {
#ifdef CONFIG_X86_64
[GDT_ENTRY_KERNEL32_CS] = GDT_ENTRY_INIT(0xc09b, 0, 0xfffff),
[GDT_ENTRY_KERNEL_CS] = GDT_ENTRY_INIT(0xa09b, 0, 0xfffff),
[GDT_ENTRY_KERNEL_DS] = GDT_ENTRY_INIT(0xc093, 0, 0xfffff),
[GDT_ENTRY_DEFAULT_USER32_CS] = GDT_ENTRY_INIT(0xc0fb, 0, 0xfffff),
[GDT_ENTRY_DEFAULT_USER_DS] = GDT_ENTRY_INIT(0xc0f3, 0, 0xfffff),
[GDT_ENTRY_DEFAULT_USER_CS] = GDT_ENTRY_INIT(0xa0fb, 0, 0xfffff),
#else
[GDT_ENTRY_KERNEL_CS] = GDT_ENTRY_INIT(0xc09a, 0, 0xfffff),
[GDT_ENTRY_KERNEL_DS] = GDT_ENTRY_INIT(0xc092, 0, 0xfffff),
[GDT_ENTRY_DEFAULT_USER_CS] = GDT_ENTRY_INIT(0xc0fa, 0, 0xfffff),
[GDT_ENTRY_DEFAULT_USER_DS] = GDT_ENTRY_INIT(0xc0f2, 0, 0xfffff),
......
#endif
} };
EXPORT_PER_CPU_SYMBOL_GPL(gdt_page);
这里面对于64位的和32位的，都定义了内核代码段、内核数据段、用户代码段和用户数据段。
另外，还会定义下面四个段选择子，指向上面的段描述符表项。这四个段选择子看着是不是有点眼熟？咱们讲内核初始化的时候，启动第一个用户态的进程，就是将这四个值赋值给段寄存器。
#define __KERNEL_CS (GDT_ENTRY_KERNEL_CS*8)
#define __KERNEL_DS (GDT_ENTRY_KERNEL_DS*8)
#define __USER_DS (GDT_ENTRY_DEFAULT_USER_DS*8 + 3)
#define __USER_CS (GDT_ENTRY_DEFAULT_USER_CS*8 + 3)
通过分析，我们发现，所有的段的起始地址都是一样的，都是0。这算哪门子分段嘛！所以，在Linux操作系统中，并没有使用到全部的分段功能。那分段是不是完全没有用处呢？分段可以做权限审核，例如用户态DPL是3，内核态DPL是0。当用户态试图访问内核态的时候，会因为权限不足而报错。
其实Linux倾向于另外一种从虚拟地址到物理地址的转换方式，称为分页（Paging）。
对于物理内存，操作系统把它分成一块一块大小相同的页，这样更方便管理，例如有的内存页面长时间不用了，可以暂时写到硬盘上，称为换出。一旦需要的时候，再加载进来，叫做换入。这样可以扩大可用物理内存的大小，提高物理内存的利用率。
这个换入和换出都是以页为单位的。页面的大小一般为4KB。为了能够定位和访问每个页，需要有个页表，保存每个页的起始地址，再加上在页内的偏移量，组成线性地址，就能对于内存中的每个位置进行访问了。
虚拟地址分为两部分，页号和页内偏移。页号作为页表的索引，页表包含物理页每页所在物理内存的基地址。这个基地址与页内偏移的组合就形成了物理内存地址。
下面的图，举了一个简单的页表的例子，虚拟内存中的页通过页表映射为了物理内存中的页。
32位环境下，虚拟地址空间共4GB。如果分成4KB一个页，那就是1M个页。每个页表项需要4个字节来存储，那么整个4GB空间的映射就需要4MB的内存来存储映射表。如果每个进程都有自己的映射表，100个进程就需要400MB的内存。对于内核来讲，有点大了 。
页表中所有页表项必须提前建好，并且要求是连续的。如果不连续，就没有办法通过虚拟地址里面的页号找到对应的页表项了。
那怎么办呢？我们可以试着将页表再分页，4G的空间需要4M的页表来存储映射。我们把这4M分成1K（1024）个4K，每个4K又能放在一页里面，这样1K个4K就是1K个页，这1K个页也需要一个表进行管理，我们称为页目录表，这个页目录表里面有1K项，每项4个字节，页目录表大小也是4K。
页目录有1K项，用10位就可以表示访问页目录的哪一项。这一项其实对应的是一整页的页表项，也即4K的页表项。每个页表项也是4个字节，因而一整页的页表项是1K个。再用10位就可以表示访问页表项的哪一项，页表项中的一项对应的就是一个页，是存放数据的页，这个页的大小是4K，用12位可以定位这个页内的任何一个位置。
这样加起来正好32位，也就是用前10位定位到页目录表中的一项。将这一项对应的页表取出来共1k项，再用中间10位定位到页表中的一项，将这一项对应的存放数据的页取出来，再用最后12位定位到页中的具体位置访问数据。
你可能会问，如果这样的话，映射4GB地址空间就需要4MB+4KB的内存，这样不是更大了吗？ 当然如果页是满的，当时是更大了，但是，我们往往不会为一个进程分配那么多内存。
比如说，上面图中，我们假设只给这个进程分配了一个数据页。如果只使用页表，也需要完整的1M个页表项共4M的内存，但是如果使用了页目录，页目录需要1K个全部分配，占用内存4K，但是里面只有一项使用了。到了页表项，只需要分配能够管理那个数据页的页表项页就可以了，也就是说，最多4K，这样内存就节省多了。
当然对于64位的系统，两级肯定不够了，就变成了四级目录，分别是全局页目录项PGD（Page Global Directory）、上层页目录项PUD（Page Upper Directory）、中间页目录项PMD（Page Middle Directory）和页表项PTE（Page Table Entry）。
总结时刻
这一节我们讲了分段机制、分页机制以及从虚拟地址到物理地址的映射方式。总结一下这两节，我们可以把内存管理系统精细化为下面三件事情：
-
第一，虚拟内存空间的管理，将虚拟内存分成大小相等的页；
-
第二，物理内存的管理，将物理内存分成大小相等的页；
-
第三，内存映射，将虚拟内存页和物理内存页映射起来，并且在内存紧张的时候可以换出到硬盘中。
课堂练习
这一节我们说一个页的大小为4K，有时候我们需要为应用配置大页（HugePage）。请你查一下大页的大小及配置方法，咱们后面会用到。
欢迎留言和我分享你的疑惑和见解，也欢迎你收藏本节内容，反复研读。你也可以把今天的内容分享给你的朋友，和他一起学习、进步。
精选留言
2019-05-15 07:44:09
2019-05-16 17:00:54
- 虚拟内存地址到物理内存地址的映射
- 分段
- 虚拟地址 = 段选择子(段寄存器) + 段内偏移量
- 段选择子 = 段号(段表索引) + 标识位
- 段表 = 物理基地址 + 段界限(偏移量范围) + 特权等级
- Linux 分段实现
- 段表称为段描述符表, 放在全局标识符表中
- Linux 将段基地址都初始化为 0, 不用于地址映射
- Linux 分段功能主要用于权限检查
- Linux 通过分页实现映射
- 物理内存被换分为大小固定(4KB)的页, 物理页可在内存与硬盘间换出/换入
- 页表 = 虚拟页号 + 物理页号; 用于定位页
- 虚拟地址 = 虚拟页号 + 页内偏移
- 若采用单页表, 32位系统中一个页表将有 1M 页表项, 占用 4MB(每项 4B)
- Linux 32位系统采用两级页表: 页表目录(1K项, 10bit) + 页表(1K项, 10bit)(页大小(4KB, 12bit))
- 映射 4GB 内存理论需要 1K 个页表目录项 + 1K\*1K=1M 页表项, 将占用 4KB+4MB 空间
- 因为完整的页表目录可以满足所有地址的查询, 因此页表只需在对应地址有内存分配时才生成;
- 64 为系统采用 4 级页表
2020-08-28 17:04:31
这篇文章看起来更容易理解
2019-07-20 17:16:53
2019-05-15 16:54:32
2019-06-03 23:32:02
4096
[root@openstack-rocky ~]# cat /sys/kernel/mm/hugepages/hugepages-2048kB/nr_hugepages
0
[root@openstack-rocky ~]# grep Huge /proc/meminfo
AnonHugePages: 612352 kB
HugePages_Total: 0
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Hugepagesize: 2048 kB
[root@openstack-rocky ~]# free -g
total used free shared buff/cache available
Mem: 5 4 0 0 0 0
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[root@openstack-rocky ~]# echo 1024 > /sys/kernel/mm/hugepages/hugepages-2048kB/nr_hugepages
[root@openstack-rocky ~]# free -g
total used free shared buff/cache available
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Swap: 5 0 5
[root@openstack-rocky ~]# grep Huge /proc/meminfo
AnonHugePages: 618496 kB
HugePages_Total: 242
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HugePages_Surp: 0
Hugepagesize: 2048 kB
2019-05-15 13:25:25
2020-01-28 15:18:40
虚拟内存和物理内存中的管理，就是将内存空间划分成一个个大小相等的页，并对其做多级索引。在将虚拟内存和物理内存映射起来时，如果内存吃紧，可以将部分内存页面换出到磁盘上。
2021-03-11 08:42:45
2020-03-19 23:36:17
1、请问这virt是实际使用的虚拟内存吗？
2、virt=res+swap吗？
3、没什么一般virt比res大，但是swap的使用量为0，virt多的那部分内存是哪里？
2020-01-11 07:52:04
2019-11-13 10:12:23
2020-03-17 08:38:37
2019-06-27 22:51:37
2019-05-20 12:02:09
2019-05-15 09:54:40
2021-05-12 08:37:55
2021-04-19 17:08:27
2020-10-09 19:40:51
疑问：如果使用了页目录，页目录里面为何只有一项使用了？不应该是根据实际情况可能有多项被使用么？
2020-01-07 17:59:08