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页表与三级页表介绍

在操作系统与计组学习中，我们会学习到页表这个概念，可以说，如今计算机的函数内存调用有很大一部分都离不开页表的调用，本文旨在详解页表的概念应用以及操作系统中的三级页表，三级页表对于节省空间起了至关重要的作用...三级页表 所谓三级页表，就是将原来的虚拟地址的页码27位分为三级，每一级9位： 而原来的页表工作流程也变为下图： 通过虚拟地址转换时，首先通过前9位页码找到第一层页目录，第一层页目录中包含了中间页表的物理地址...，通过物理地址找到中间页表，再通过中间页表的44位物理地址找到底层页表，底层页表的44位物理地址便指向了最后的实际调用物理地址，将此物理地址+原来虚拟地址的offset偏移量便找到了最后的实际地址，这里的物理地址表示为...： 物理地址（56位） = 底层页表PPN（44位） + 虚拟地址offset（12位） 在三级页表的基础上，假设只使用了几个页面，那么中间层页表只需要加载0号页表即可，底层页表只需要加载要使用的几个页表项即可...至此，有关于页表与三级页表的介绍就到这里了，页表的存在对于内核区与用户区加载代码起了至关重要的作用，真正理解页表的转换机制有助于我们对操作系统的虚拟内存有更深刻的认识

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多级页表的好处

，如果只使用了一个页表，一个表项的大小为4byte，32位系统有4GB的物理空间（一个进程看到是4GB大小的虚拟空间），每一个表项对应着物理空间的第xxx页(4KB大小的页)，那么应该有4GB/4KB=...如果是二级页表，规则就会改变，让二级页表对应到物理内存上的4KB大小的页，一级页表此时变成映射为物理地址的4MB（这样子是无法定位到具体的页（4KB）的，所以二级页表再去找），这样先找到一级页表，一级页表再和二级页表进行结合...，二级页表相当于一级页表4MB分成了1024个（1KB个）4KB，找完后二级页表充当了offset的角色，此时定位到具体的4KB的页面，再用一级页表的offset一结合定位到具体物理地址。...这样一个进程浪费掉的空间是一级页表占用的:（4GB/4MB）*4byte=4KB，二级页表浪费掉的是1kb（1个一级页表占用这么多）*1kb（此时有1kb（4GB/4MB）个一级页表）=4MB，加起来是...4MB+4KB，比光用一级页表要多4KB，但是2级页表是可以不存在的，比如此时程序只用了%20的页，那么4MB就需要乘以%20，这样一下子就比只有一级页表时少了。

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    Linux内核页表管理-那些鲜为人知的秘密

    ，而页表管理是在虚拟内存管理中尤为重要，本文主要以回答几个页表管理中关键性问题来解析Linux内核页表管理，看一看页表管理中那些鲜为人知的秘密。...页表存放在物理内存中，打开mmu之后，如果需要修改页表，需要将页表所在的物理地址映射到虚拟地址才能访问页表（如内核初始化后会将物理内存线性映射，这样通过物理地址和虚拟地址的偏移就可以获得页表物理地址对应的虚拟地址...Linux内核为何使用多级页表？...2）Linux内核 填写页表，将页表基地址告诉mmu 内核初始化建立内核页表，实现缺页异常等机制为用户任务按需分配并映射页表。 当然，内核也可以遍历页表，如缺页异常时遍历进程页表。 10....页表填写/切换时机 1）内核页表填充 内核初始化过程： 物理地址 -> 恒等映射（建立恒等映射页表和粗粒度内核页表） ->打开mmu -> paging_init(建立细粒度的内核页表和内存线性映射

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    一文看懂影子页表和扩展页表

    二.影子页表 （Shadow page table） 影子页表我用一句话来描述就是：VMM把Guest和Host中的页表合并成一个页表，称为影子页表，来实现GVA->HPA映射。...3， HVA->HPA，这一过程就是我们已知的使用物理MMU完成VMM进程的虚拟内存到物理内存的转换。 4， 把GVA -> HPA，这一路的映射关系记录到页表中，这个页表就是影子页表。...虚拟机页表和影子页表通过一个哈希表建立关联（当然也有其他的关联方式），客户机操作系统把当前进程的页表基址载入PDBR时而VMM将会截获这一特权指令，将进程的影子页表基址载入客户机PDBR，使客户机在恢复运行时...Guest运行时，Guest页表被载入PDBR，而 EPT 页表被载入专门的EPT 页表指针寄存器 EPTP。...找到了页目录的HPA基地址，再通过GVA中的Directory offset段，就找到页表的VGA了，这个页表VGA再去EPT中进行GPA->HPA的转换，就找到页表VGA的HPA了。

    2.2K20

    Linux从头学16：操作系统-如何把【页目录和页表】当做普通物理页进行操作的？

    对页表进行"自操作" 在 x86 系统中，内存管理中的分页机制是非常重要的，在Linux操作系统相关的各种书籍中，这部分内容也是重笔浓彩。...如果你看过 Linux 内核相关书籍，一定对下面这张图又熟悉、又恐惧： 这是 Linux 系统中，页处理单元的多级页表查询方式。...其中黄色背景部分：页上级目录索引 和 页中间目录索引，是 Linux 系统自己扩展的，在原本的 x86 处理器中是不存在的，这也是导致 Linux 中相关部分代码更加复杂的原因。...文章链接在此：Linux从头学15：【页目录和页表】-理论 + 实例 + 图文的最完全、最接地气详解！，但是其中有一个环节被特意忽略过去了。...详细的讨论过程，请参考上一篇文章：Linux从头学15：【页目录和页表】-理论 + 实例 + 图文的最完全、最接地气详解！。

    1.6K20

    内核页表调试

    page映射区，linux内核用page结构体管理所有物理内存，每一页大小为PAGE_SIZE对于arm64，可能是4K,16K,64K。...而为了快速方便找到对应物理页而将所有的页帧结构体映射到此区域，后续只需使用virt_to_page, phys_to_page等宏实现虚拟地址，物理地址到对应页结构体的快速查询。...地址空间port属性说明 第一列 当前页表的映射范围地址 第二列 代表此映射范围大小 PMD PUD PTE 当标识为PMD PUD表示当前映射为block映射，如当前页表为4K,则pud的block映射一次性可映射...当标识为PTE表示为页表映射即PAGE_SIZE大小4K。 USR AP标记，用于标识当前范围是否在用户空间还是内核空间可读可写或者仅读。...x表述当前范围特权级别模式可执行，就是内核的可执行代码段，在内核中这段一般指向内核的text*段 SHD 表示可共享属性，在arm64上表述为多核之间可共享其页表可见 AF 访问标志，当首次映射页表时，

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    内核知识第八讲,PDE,PTE,页目录表,页表的内存管理

    内核知识第八讲,PDE,PTE,页目录表,页表的内存管理 一丶查看GDT表....首先说一下什么分页的历史,和CR0控制寄存器. 在保护模式下, 寄存器CR0的高位1表示开启分页.0表示不开启. 而这个在操作系统初始化的是否就已经完成了....首先我们的CR3寄存器保存了表的首地址. 这里有一个页目录表,还有页表的关键词. 页目录表: 也称为PDE,而页表称之为PTE....PDE表的大小: 　　页目录表,存储在一个4K字节的物理页中,其中每一项是4个字节.保存了页表的地址. 　　而最大是1M个页. PTE表的大小. 　　PTE的大小也和PDE一样的....首先前边20位保存了页表或者物理地址的基地址. 比如我们的页目录表. 查到了第5项.那么从中取出千20位来,加上000就等于页表了.  然后从页表中查询千20位.

    1.7K10

    宋宝华： ARM64 Linux内核页表的块映射

    我们看看这种情况下的页表，我们既可以用最终的【20:12】对应的PTE映射项，以4K为单位，进行虚拟地址到物理地址的映射；又可以以【29:21】对应的PMD映射项，以2M为单位，进行虚拟地址到物理地址的映射...当然，如果用户态的虚实映射是这样的，用户实际得到了一个1GB的巨页。但是对于内核的线性映射区域而言，即便我们进行了1GB的PUD映射，这1G内部就可以进一步切割为4KB页或者2MB的巨页。...我们把它们全部选中，这样我们可以得到一个debugfs接口： /sys/kernel/debug/kernel_page_tables 来获知内核态页表的情况。...我在内核启动参数加的rodata=0实际上是让rodata_full为false。如果我把这个kernel启动选项去掉，我得到的内核页表是完全不一样,线性映射区也全部是PTE映射： ?...牧春童鞋在“Linux阅码场”这里还有一些精彩的文章： 宋牧春：Linux设备树文件结构与解析深度分析(1) 宋牧春：Linux设备树文件结构与解析深度分析(2) 宋牧春：多图详解Linux内存分配器

    3.4K10

    Linux-3.14.12内存管理笔记【建立内核页表（1）】

    前面已经分析过了Intel的内存映射和linux的基本使用情况，已知head_32.S仅是建立临时页表，内核还是要建立内核页表，做到全面映射的。...建立内核页表前奏，了解两个很关键的变量： max_pfn：最大物理内存页面帧号； max_low_pfn：低端内存区（直接映射空间区的内存）的最大可用页帧号； max_pfn 的值来自setup_arch...，max_low_pfn则在这里面初始化。...Linux是一个支持多硬件平台的操作系统，各种硬件芯片的分页并非固定的2级（页全局目录和页表），仅仅Intel处理器而言，就存在3级的情况（页全局目录、页中间目录和页表），而到了64位系统的时候就成了4...所以Linux为了保持良好的兼容性和移植性，系统设计成了以下的4级分页模型，根据平台环境和配置的情况，通过将页上级目录和页中间目录的索引位设置为0，从而隐藏了页三级目录和页中间目录的存在。

    1.9K41

    Linux-3.14.12内存管理笔记【建立内核页表（3）

    前面已经分析了内核页表的准备工作以及内核低端内存页表的建立，接着回到init_mem_mapping()中，低端内存页表建立后紧随着还有一个函数early_ioremap_page_table_range_init...page_table_kmap_check()，其入参调用的one_page_table_init()是用于当入参pmd没有页表指向时，创建页表并使其指向被创建的页表。...= pte); #endif return pte; } 可以看到这里在此出现临时内核映射区间的标识（FIX_KMAP_END和FIX_KMAP_BEGIN），检查当前页表初始化的地址是否处于该区间范围...为了避免前期可能对固定映射区已经分配了页表项，基于临时内核映射区间要求页表连续性的保证，所以在此重新申请连续的页表空间将原页表内容拷贝至此。...值得注意的是，与低端内存的页表初始化不同的是，这里的页表只是被分配，相应的PTE项并未初始化，这个工作将会交由以后各个固定映射区部分的相关代码调用set_fixmap()来将相关的固定映射区页表与物理内存关联

    1.6K11

    深入理解Linux内核页表映射分页机制原理

    Linux对于页表的操作主要定义了以下函数或宏。这些操作方法也是与体系架构相关的，因此需要按照体系架构的硬件定义去实现。...而Linux有一个三层的页表结构，可以很容易地将其包装成适合两层的页表结构—只使用PGD和PTE。但是，Linux还要求每个页面有一个“PTE”表，而且至少要有一个“dirty”位。...因此，在这里稍微调整了实现—告诉Linux在第一级有2048个条目，每个都是8字节。二级页表包含两个连续排列的硬件PTE表项，前面的表项是包含Linux需要的状态信息的Linux PTE。...ARMv7页表属性的定义分为Linux版本的页表和ARMv7硬件的页表。 Linux版本的PTE页表属性定义加入前缀L_，如下所示： /* * "Linux" PTE definitions....通过对比Linux版本的页表和ARMv7硬件的页表会发现，ARMv7硬件的页表缺少“dirty”位和“young”位。

    3.6K11

    Linux内核19-中断描述符表IDT的初始化

    而Linux使用中断描述符表IDT记录管理所有的中断和异常。那么，首先，Linux内核应该把IDT的起始地址写入idtr寄存器，然后初始化所有的表项。这一步在初始化系统时完成。...因为汇编指令int允许用户进程发送任意编号的中断（0-255）。为此，IDT的初始化必须考虑阻止由用户进程int指令引发的非法中断和异常。可以通过将中断描述符表中的DPL域设为0来实现。...一旦Linux启动，IDT会被搬运到RAM的受保护区域并被第二次初始化，因为Linux不会使用任何BIOS程序。 IDT结构被存储在idt_table表中，包含256项。...完成这次IDT表的初始化之后，内核还会进行第二次初始化，用真正的trap或中断处理函数代替刚才的null函数。一旦这两步初始化都完成，IDT表就包含具体的中断、陷阱和系统门，用以控制每个中断请求。...对于IDT表的第二次初始化过程，我们将分别以异常和中断的视角分开阐述。请参考后面的文章。

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    Linux从头学15：【页目录和页表】-理论 + 实例 + 图文的最完全、最接地气详解

    作 者：道哥，10+年嵌入式开发老兵，专注于：C/C++、嵌入式、Linux。...关注下方公众号，回复【书籍】，获取 Linux、嵌入式领域经典书籍；回复【PDF】，获取所有原创文章( PDF 格式)。...这里的每一个表，就称作页表，所以一共有1024个页表。 一个页表中一共有1024个表项，每一个页表项占用4个字节，所以一个页表就占用4KB的物理内存空间，正好是一个物理页的大小。...表示这个物理页中的数据是否被写过; 页目录 现在，每一个物理页，都被一个页表中的一个表项来指向了，那么这1024个页表的地址，应该怎么来管理呢？ 答案是：页目录表！...页目录中，每一个表项的格式如下： 其中的属性字段，与页表中的属性类似，只不过它的描述对象是页表。 还有一点：每一个用户程序都有自己的页目录和页表！下文有详细说明。

    1.4K30

    【进程 进程表】页表通常存在PCB中

    通俗解释进程-科学家做蛋糕 科学家做蛋糕 然后女儿被蜜蜂蛰了 进程表–在内核 内存管理 经典 老式 管理方法： 基址寄存器（程序开始的地方） + 界限寄存器（程序长度） 空闲内存管理...每个页框有一个编号，即“页框号”（页框号=页帧号=内存块号=物理块号=物理页号），页框号从0开始 将进程的逻辑地址空间也分为与页框大小相等的一个个部分，每个部分称为一个“页”或“页面”。...操作系统以页框为单位为各个进程分配内存空间。进程的每个页面分别放入一个页框中。也就是说，进程的页面与内存的页框有一一对应的关系。 各个页面不必连续存放，可以放到不相邻的各个页框中。...重要的数据结构——页表 为了能知道进程的每个页面在内存中存放的位置，操作系统要为每个进程建立一张页表。...注：页表通常存在PCB中 一个进程对应一张页表 进程的每个页面对应一个页表项 每个页表项由“页号”和“块号”组成 页表记录进程页面和实际存放的内存块之间的映射关系

    1.6K20

    内核必须懂(七): Linux四级页表(x64)

    目录 前言 Intel四级页表 实操寻址 获取cr3 获取PGD 获取PUD 获取PMD 获取PTE 获取内容 最后 ---- 前言 Linux四级页表的作用主要就是地址映射, 将逻辑地址映射到物理地址...很多时候, 有些地方想不明白就可以查看实际物理地址进行分析. ---- Intel 四级页表 其实很多设计的根源或者说原因都来自于CPU的设计, OS很多时候都是辅助CPU....Linux的四级页表就是依据CPU的四级页表来设计的. 这里主要说的就是Intel x64页面大小为4KB的情况, 如图所示: ?...当然了, 按照CPU的图示, cr3肯定是指向PML4E. 在Linux当中, 第一级页表称为PGD, 当然是有历史原因的, 可以自行google....所以Linux的四级页表分别是PGD -> PUD -> PMD -> PTE. ? ---- 获取PGD 想要获取PGD中的内容需要通过计算. 这里先来处理一下局部变量地址.

    7.4K40

    Linux 匿名页的反向映射

    我们知道LINUX的内存管理系统中有”反向映射“这一说，目的是为了快速去查找出一个特定的物理页在哪些进程中被映射到了什么地址，这样如果我们想把这一页换出（SWAP），或是迁移（Migrate）的时候，就能相应该更改所有相关进程的页表来达到这个目的...1、为什么要使用反向映射 　　物理内存的分页机制，一个PTE（Page Table Entry）对应一个物理页，但一个物理页可以由多个PTE与之相对应，当该页要被回收时，Linux2.4的做法是遍历每个进程的所有...Linux采用三级页表： PGD：顶级页表，由pgd_t项组成的数组，其中第一项指向一个二级页表。...PMD：二级页表，由pmd_t项组成的数组，其中第一项指向一个三级页表（两级处理器没有物理的PMD）。 PTE：是一个页对齐的数组，第一项称为一个页表项，由pte_t类型表示。...，12-21表PMD，22-31位表PGD，即线性地址右移22位的结果为其在全局页目录的偏移 #define PTRS_PER_PGD 1024 // 因PGD共10位，所以其最多可以有2^

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