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內(nèi)存管理---分頁機(jī)制-創(chuàng)新互聯(lián)

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物理內(nèi)存管理帶來的問題

直接映射

一級頁表

二級頁表

參考：

（C語言內(nèi)存七）分頁機(jī)制究竟是如何實(shí)現(xiàn)的？ - Smah - 博客園

物理內(nèi)存管理帶來的問題

比如4GB的flash, 如果應(yīng)用程序可直接訪問物理內(nèi)存，那么可能一個(gè)非法的操作會導(dǎo)致程序無法正常工作，常見于跑裸機(jī)的單片機(jī)程序。
而操作系統(tǒng)為了保護(hù)程序可正常運(yùn)行，引入了虛擬內(nèi)存的概念，換句話說：對應(yīng)用程序來講：操作的內(nèi)存是虛擬內(nèi)存。
而操作系統(tǒng)做的事情就是把虛擬內(nèi)存映射到物理內(nèi)存。那么如何映射就是需要設(shè)計(jì)的關(guān)鍵。即物理地址 = func_map(虛擬內(nèi)存)；這個(gè)func_map就叫頁表，以下有常見的現(xiàn)有的設(shè)計(jì)實(shí)現(xiàn)

直接映射

頁表方案：比如一個(gè)4GB的flash，那么需要2^32個(gè)地址去訪問，而地址從0-2^32，這么大的數(shù)需要4字節(jié)的數(shù)據(jù)去存，也就是需要 uint64 flash[2^32];?
內(nèi)存開銷：這樣的數(shù)組去訪問每個(gè)物理地址。這樣的數(shù)組有多大呢？ 4*4GB = 16GB，就是說訪問4GB的flash需要16GB的內(nèi)存，這肯定是不可以的。
這一樣的實(shí)現(xiàn)是 physical_addr = flash[virtual_addr];

一級頁表

頁表方案：
為了減少內(nèi)存開銷，有了分頁機(jī)制：把4GB的flash，分為一頁4K。
如果需要訪問flash的物理地址，需要頁數(shù)+頁內(nèi)偏移。
一頁大小為4K，需要訪問所有內(nèi)存，即0-2^12，即至少12位來得到偏移量
而訪問所有的頁數(shù)：4GB/4K = 2^32/ 2^12 = 2^20頁，故需要20位來訪問所有的頁
綜上：可設(shè)計(jì)虛擬地址的31-12位得到頁表數(shù)，11-0得到頁內(nèi)的偏移。
這樣的實(shí)現(xiàn)通過虛擬地址訪問物理地址的偽代碼如下：
#define PAGE_SIZE 2^12 // 4K大小的頁
//通過傳入的virtual_addr訪問物理地址
uint32 Func_map(uint32 virtual_addr)
{
    // 得到高20位
    uint32 page_Number = virtual_addr & 0xfffff000;  
    // 得到低12位
    uint32 ofst= virtual_addr & 0x00000fff; 
    // 得到頁表位置
    uint32 phy_page = page_Number * PAGE_SIZE;
    // 返回頁表內(nèi)存+偏移得到具體的物理位置
    return phy_page + ofst;
}
頁表的開銷：一個(gè)虛擬地址為4字節(jié)，共需要4GB/4K = 2^32/ 2^12 = 2^20個(gè)虛擬地址，一共占4*2^20字節(jié)== 4M，即維護(hù)一級頁表：可訪問4G的物理內(nèi)存，開銷為4M

二級頁表

前人又設(shè)計(jì)了二級頁表實(shí)現(xiàn)：
將虛擬地址分割為三分部，高10位作為頁目錄中元素的下標(biāo)，中間10位作為頁表中元素的下標(biāo)，最后12位作為頁內(nèi)偏移
其中通過頁表下標(biāo)和頁內(nèi)偏移得到物理內(nèi)存地址和一級頁表的方法是一樣的。
一級頁表可知：4M的頁表開銷，并不需要完全使用（物理內(nèi)存用不到4G）。而二級頁表就是通過頁目錄來管理。需要使用物理內(nèi)存，則通過頁目錄記錄下頁表，通過頁表訪問一段內(nèi)存。
頁表需要4M來感知4G的物理內(nèi)存，而頁目錄需4K+ 頁目錄4M--》可訪問4K個(gè)頁表。
一個(gè)頁目錄下標(biāo)可訪問一組頁表（頁表下標(biāo)是10位，共2^10個(gè)），即可訪問2^10個(gè)頁表，而每個(gè)頁表配合頁內(nèi)偏移12位（?2^12的地址，即4M的內(nèi)存），所以一個(gè)頁目錄可訪問2^12 * 2^10=4M的內(nèi)存。
而一共可以有2^10個(gè)頁目錄，而一個(gè)頁目錄可用2^10個(gè)頁表，而一個(gè)頁表占4K，故共可訪問2^10 * 2^10 * 4K?= 4GB 的物理內(nèi)存。
偽代碼如下：
uint32 g_pageDir[2^12]; //4K的頁目錄

//傳入虛擬地址，得到物理地址
uint32 func_map(uint32 virtual_addr)
{
    // 得到高10位
    uint32 page_dir= virtual_addr & 0xffC00000;  
    // 得到中10位
    uint32 page_tbl= virtual_addr & 0x002ff000; 
    // 得到低12位
    uint32 ofst= virtual_addr & 0x00000fff;

    uint32_t* pageTable = g_pageDir[page_dir];//指向頁表塊
    uint32 phy_addr = pageTable [page_tbl];  //指向物理塊
    return (phy_addr  + ofst);  //得到物理內(nèi)存的具體位置
}
綜上：可通過32位的虛擬地址 + 二級頁表訪問4GB的物理內(nèi)存，
為什么需要額外的4K的頁目錄來操作物理內(nèi)存呢？因?yàn)閷?shí)際使用中，我們并不需要用完4GB的flash, 所以并不需要4M的開銷。用多少頁表生成多少，而需要的額外開銷就是找到頁表index的頁目錄，遠(yuǎn)小于4M+4K，更加靈活。

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當(dāng)前題目：內(nèi)存管理---分頁機(jī)制-創(chuàng)新互聯(lián)
文章出自：http://fisionsoft.com.cn/article/cepjog.html

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