[汇编]虚拟内存与物理内存

[汇编]虚拟内存与物理内存 虚拟内存与物理内存扫盲(转) 2008-03-01 23:08 Windows 2000 使用基于分页机制的虚拟内存。每个进程有4GB的虚拟地址空间。基于分页机制，这4GB地址空间的一些部分被映射了物理内存，一些部分映射硬盘上的交换文件，一些部分什么也没有映射。程序中使用的都是4GB地址空间中的虚拟地址。而访问物理内存，需要使用物理地址。 下面我们看看什么是物理地址，什么是虚拟地址。 物理地址 (physical address): 放在寻址总线上的地址。放在寻址总线上，如果是读，电路根据这个地址每位的值就将相应地址的物理内存中的数据放到数据总线中传输。如果是写，电路根据这个地址每位的值就将相应地址的物理内存中放入数据总线上的。物理内存是以字节(8位)为单位编址的。 虚拟地址 (virtual address): 4G虚拟地址空间中的地址，程序中使用的都是虚拟地址。 如果CPU寄存器中的分页标志位被设置，那么执行内存操作的机器指令时，CPU会自动根据页目录和页表中的信息，把虚拟地址转换成物理地址，完成该指令。比如 mov eax,004227b8h ，这是把地址004227b8h处的值赋给寄存器的汇编代码，004227b8这个地址就是虚拟址。CPU在执行这行代码时，发现寄存器中的分页标志位已经被设定，就自动完成虚拟地址到物理地址的转换，使用物理地址取出值，完成指令。对于Intel CPU 来说，分页标志位是寄存器CR0的第31位，为1表示使用分页，为0表示不使用分页。对于初始化之后的 Win2k 我们观察 CR0 ，发现第31位为1。表明Win2k是使用分页的。 使用了分页机制之后，4G的地址空间被分成了固定大小的页，每一页或者被映射到物理内存，或者被映射到硬盘上的交换文件中，或者没有映射任何东西。对于一般程序来说，4G的地址空间，只有一小部分映射了物理内存，大片大片的部分是没有映射任何东西。物理内存也被分页，来映射地址空间。对于32bit的Win2k，页的大小是4K字节。CPU用来把虚拟地址转换成物理地址的信息存放在叫做页目录和页表的结构里。 物理内存分页，一个物理页的大小为4K字节，第0个物理页从物理地址 0×00000000 处开始。由于页的大小为4KB，就是0×1000字节，所以第1页从物理地址 0×00001000 处开始。第2页从物理地址 0×00002000 处开始。可以看到由于页的大小是4KB，所以只需要32bit的地址中高20bit来寻址物理页。 页表，一个页表的大小为4K字节，放在一个物理页中。由1024个4字节的页表项组成。页表项的大小为4个字节(32bit)，所以一个页表中有1024个页表项。页表中的每一项的内容(每项4个字节,32bit)高20bit用来放一个物理页的物理地址，低12bit放着一些标志。 页目录，一个页目录大小为4K字节，放在一个物理页中。由1024个4字节的页 目录项组成。页目录项的大小为4个字节(32bit)，所以一个页目录中有1024个页目录项。页目录中的每一项的内容(每项4个字节)高20bit用来放一个页表(页表放在一个物理页中)的物理地址，低12bit放着一些标志。 对于x86系统，页目录的物理地址放在CPU的CR3寄存器中。 CPU把虚拟地址转换成物理地址: 一个虚拟地址，大小4个字节(32bit)，包含着找到物理地址的信息，分为3个部分:第22位到第31位这10位(最高10位)是页目录中的索引，第12位到第21位这10位是页表中的索引，第0位到第11位这12位(低12位)是页内偏移。对于一个要转换成物理地址的虚拟地址，CPU首先根据CR3中的值，找到页目录所在的物理页。然后根据虚拟地址的第22位到第31位这10位(最高的10bit)的值作为索引，找到相应的页目录项(PDE,page directory entry),页目录项中有这个虚拟地址所对应页表的物理地址。有了页表的物理地址，根据虚拟地址的第12位到第21位这10位的值作为索引，找到该页表中相应的页表项(PTE,page table entry),页表项中就有这个虚拟地址所对应物理页的物理地址。最后用虚拟地址的最低12位，也就是页内偏移，加上这个物理页的物理地址，就得到了该虚拟地址所对应的物理地址。 一个页目录有1024项，虚拟地址最高的10bit刚好可以索引1024项(2的10次方等于1024)。一个页表也有1024项，虚拟地址中间部分的10bit，刚好索引1024项。虚拟地址最低的12bit(2的12次方等于4096)，作为页内偏移，刚好可以索引4KB，也就是一个物理页中的每个字节。 一个虚拟地址转换成物理地址的计算过程就是，处理器通过CR3找到当前页目录所在物理页，取虚拟地址的高10bit,然后把这10bit右移2bit(因为每个页目录项4个字节长，右移2bit相当于乘4)得到在该页中的地址，取出该地址处PDE(4个字节)，就找到了该虚拟地址对应页表所在物理页，取虚拟地址第12位到第21位这10位，然后把这10bit右移2bit(因为每个页表项4个字节长，右移2bit相当于乘4)得到在该页中的地址，取出该地址处的PTE(4个字节)，就找到了该虚拟地址对应物理页的地址，最后加上12bit的页内偏移得到了物理地址。 32bit的一个指针，可以寻址范围0×00000000-0xFFFFFFFF,4GB大小。也就是说一个32bit的指针可以寻址整个4GB地址空间的每一个字节。一个页表项负责4K的地址空间和物理内存的映射，一个页表1024项，也就是负责1024*4k=4M的地址空间的映射。一个页目录项，对应一个页表。一个页目录有1024项，也就对应着1024个页表，每个页表负责4M地址空间的映射。1024个页表负责1024*4M=4G的地址空间映射。一个进程有一个页目录。所以以页为单位，页目录和页表可以保证4G的地址空间中的每页和物理内存的映射。 每个进程都有自己的4G地址空间，从 0×00000000-0xFFFFFFFF 。通过每个进程自己的一套页目录和页表来实现。由于每个进程有自己的页目录和页表，所以每个进程的地址空间映射的物理内存是不一样的。两个进程的同一个虚拟地址处 (如果都有物理内存映射)的值一般是不同的，因为他们往往对应不同的物理页。 4G地址空间中低2G，0×00000000-0×7FFFFFFF 是用户地址空间，4G地址空间中高2G， 0×80000000-0xFFFFFFFF 是系统地址空间。访问系统地址空间需要程序有ring0的权限。 ======================================================== 4G地址空间的分类及其作用: 0x00000000 至 0x0000FFFF : 是为NULL指针分配而保留的,如果访 问该区域内存将导致"非法访问"错误; 0x00010000 至 0x7FFEFFFF : 是用户进程空间exe文件与dll文件的会 被加载到这部分地址空间,其中exe文 件的起始地为:0x00400000。如果访问 该区域中没有代码装入的地址将导致 "非法访问"错误; 0x7FFF0000 至 0x7FFFFFFF : 是保留区域,对此区域的任何访问都将 导致"非法访问"错误; 0x80000000 至 0xFFFFFFFF : 仅供操作系统使用,用于加载设备驱动 程序和其它核心级代码。从用户级应用 程序(ring 3)访问此区域将导致"非法访问"错误; 页目录和页表结构(转) 2008-03-01 23:14 页目录和页表结构 上图反映了如下信息: 1、 进程的4G 线性空间被划分成三个部分:进程空间(0-3G)、内核直接映射空间(3G – high_memory)、内核动态映射空间(VMALLOC_START - VMALLOC_END) 2、 三个空间使用同一张页目录表，通过 CR3 可找到此页目录表。但不同的空间在页目录 表中页对应不同的项，因此互相不冲突 3、 内核初始化以后，根据实际物理内存的大小，计算出 high_memory、VMALLOC_START、VMALLOC_END 的值。并为“内核直接映射”空间建立好映射关系，所有的物理内存都可以通过此空间进行访问。 4、 “进程空间”和“内核动态映射空间”的映射关系是动态建立的(通过缺页异常) 假设在有三个线性地址 addr1, addr2, addr3 ，分别属于三个线性空间，但是最终都映射到物理页面1: 1、 三个地址对应不同的页表和页表项 2、 但是页表项的高 20bit 肯定是1，表示物理页面的索引号是1 10000 H 第20痊 3、 同时，根据高 20 bit，可以从 mem_map[] 中找到对应的 struct page 结构，struct page 用于管理实际的物理页面(红线) 4、 从线性地址，根据页目录表，页表，可以找到物理地址 5、 Struct page 和物理地址之间很容易互相转换 6、 从物理地址，可以很容易的反推出在内核直接映射空间的线性地址(蓝线)。要想得到在进程空间或者内核动态映射空间的对应的线性地址，则需要遍历相应的“虚存区间”链表。 关于页目录表: 1、 每个进程有一个属于自己的页目录表，可通过 CR3 寄存器找到 2、 而内核也有一个独立于其它进程的页目录表，保存在 swapper_pg_dir[] 数组中 3、 当进程切换的时候，只需要将新进程的页目录把地址加载到 CR3 寄存器中即可 4、 创建一个新进程的时候，需要为它分配一个 page，作为页目录表，并将 swapper_pg_dir[] 的高 256 项拷贝过来，低 768 项则清0 页目录和页表结构(转) 2008-03-01 23:14 页目录和页表结构 上图反映了如下信息: 1、 进程的4G 线性空间被划分成三个部分:进程空间(0-3G)、内核直接映射空间(3G – high_memory)、内核动态映射空间(VMALLOC_START - VMALLOC_END) 2、 三个空间使用同一张页目录表，通过 CR3 可找到此页目录表。但不同的空间在页目录 表中页对应不同的项，因此互相不冲突 3、 内核初始化以后，根据实际物理内存的大小，计算出 high_memory、VMALLOC_START、VMALLOC_END 的值。并为“内核直接映射”空间建立好映射关系，所有的物理内存都可以通过此空间进行访问。 4、 “进程空间”和“内核动态映射空间”的映射关系是动态建立的(通过缺页异常) 假设在有三个线性地址 addr1, addr2, addr3 ，分别属于三个线性空间，但是最终都映射到物理页面1: 1、 三个地址对应不同的页表和页表项 2、 但是页表项的高 20bit 肯定是1，表示物理页面的索引号是1 10000 H 第20痊 3、 同时，根据高 20 bit，可以从 mem_map[] 中找到对应的 struct page 结构，struct page 用于管理实际的物理页面(红线) 4、 从线性地址，根据页目录表，页表，可以找到物理地址 5、 Struct page 和物理地址之间很容易互相转换 6、 从物理地址，可以很容易的反推出在内核直接映射空间的线性地址(蓝线)。要想得到在进程空间或者内核动态映射空间的对应的线性地址，则需要遍历相应的“虚存区间”链表。 关于页目录表: 1、 每个进程有一个属于自己的页目录表，可通过 CR3 寄存器找到 2、 而内核也有一个独立于其它进程的页目录表，保存在 swapper_pg_dir[] 数组中 3、 当进程切换的时候，只需要将新进程的页目录把地址加载到 CR3 寄存器中即可 4、 创建一个新进程的时候，需要为它分配一个 page，作为页目录表，并将 swapper_pg_dir[] 的高 256 项拷贝过来，低 768 项则清0 复习操作系统原理(一)虚拟存储管理2008年03月08日复习 2008-03-08 10:30 操作系统原理 翻了下大学的，复习下 存储管理基本功能: 内存分配、地址转换、内存共享、存储保护、内存扩充 内存分配: 实存储管理--虚拟存储管理 虚拟存储管理 1、优点: 因为实存管理，用户作业程序在主存中必须占用一个连续的存储空间，不能有效的进行内存分配。而彩用虚拟存储管理，打破了“连续”存储空间要求，使用户作业不必再集中存储，可以存放在不连续的自由空间中。提高主存有利用率 虚拟存储管理方法:分页，分段，段页式等; 分页管理 1)基本原理 1、等分主存:把主存空间划分成大小相同，位置固定的存储块，称为页架从0开始编号称页号架 2、用户作业地址空间分页:当用户作业提交给系统，按照页架大小将其相对地址(虚拟地址)空间划为一个一个的部分，每部分大小相等称为页或页面，也是从0开始编号，称为页号或页页号 3)主存分配原则:系统以页架为单位把主存分配给作业或进程，并且分配的各页架不一定是相邻或连续的，即连续的页可以对就不连续的页架 2)逻辑地址表示 1、基地址0开始编址 2、逻辑地址分两部分:P页面号，D页内地址 逻辑地址A 页大小L， P=A/L D=A MOD L 为了提高效率 页的大小是2的幂，可以省去除法如页大小为1K，虚拟地址为4101 4101=000100*2的10幂+0000000101 那么面号P=4 D=5 3)地址转换 概念:将用户的逻辑地址转换成对应的主存地址也就是将逻辑地址(P，D)转换成(P真，D); 转换方法:直接映像，相关映像，直接与相关映像。 介绍数据结构: 页表:页号，页架号，姿态 1 6 1 2 10 1 3 -- 0 页表地址寄存器:页表地址寄存器用来指出当前运行进程的页表起始地址和页表长度 直接映像过程 1)当进程运行时，操作系统将该进程的页表起始地址装入页表地址寄存器 2)当进程要访问某个虚拟地址时，硬件自动将其分万P，D两部分 3)硬件以P为索引，在页表中自动查找其对应的页架号 4)硬件自动将对应页架号+D并成物理地址 5)访问物理地址 直接映像地址转换中--处理器存储一个数据或一条指令，需要访问两次内存 1)访问页表形成绝对地址(物理地址) 2)根据绝对地址取出数据和指令 相关映像 快表:为了提高地址转换，把所有的页表 放到CACHE或相联寄存器组中，其数据存储速度比一般存储器快. 快表中专门保存当前进程最近访问的一组页表项。 1)将所有页表放到快表之中 2)当进程要访问某虚拟地址V时，硬件自动分成P，D两部分 3)硬件以页号P为索引，对快表中各表目并行比较查找，找出其对应的页架号 4)硬件自动将对应页架号和D并成绝对地址 5)访问绝对地址 使用快表缺点: 将页表放到快表中，但是由于整个系统的页表数目很多，需要很多CACHE和相联寄存器，价格贵，成本高，不实用 相关映像与直接映像结合的页地址转换 1)将各作业的页表仍然存放在主存，将正在运行作业的当前最常用的部分页号和其对应的页架号存储到快表之中 2)当进程要访问某虚拟地址，硬件自动分成P，D 3)先用相关映像转换方法在快表中查页架号，基找到转6 4)用直接映像转换方法在页表中查找P对应页架号 5)将P对应页架号放到快表中 6)找到绝对地址 分配与淘汰算法 页面的分配与淘汰是动态进行的，在为作业分配空间时往往调入最先使用的页面，其余页面不调入内存，设置为卸页状态，在需要时调入。当页面需要调入内存时，如果内存中没有可使用的页架，这时就需要将已分配的页架中的页面调至外存，选择调至外存的页面属于淘汰算法的工作。 数据结构 页号 页架号 状态 修改位 访问位 外存地址 修改位:0表示页面中的数据未被修改过 访问位:1页在最近期间 访问过 外存地址:该页存在外存中的位置 分配算法: 1)当进程访问虚拟地址V时，硬件自动分为P，D两部分 2)然后以P为索引在页面上找到对应页架后，当发现P对应的状态位为0时，即表示页未调入内存此时计算机硬件自动地发出卸页信号，于是用户作业程序被迫执行。CPU转去执行卸页中断处理程序，该程序负责将所需要的页面从外存调入内存，并登陆和修改页表目有关内容。然后返回去被中断的用户作业程序 ///////////////////////////////////////////////////////////////// 页表存储在主存中，大逻辑地址空间，页表非常大，需要占用相当大的内存空间 32逻辑地址空间: 页在大小4kb 2的12次幂=4KB 则4G的逻辑地址空间将被划分成2的20次个页面=1M 4G/4K=2的20次页面---页表的表项有2的20次表项 若一个表项占4KB 一级页表项将1M*4KB=4M内存 页表占用4M