分页与页表

从分段到分页

早期 OS 用分段（Segmentation）——程序分成代码段、数据段、栈段，每段在物理内存中连续放置。问题是：物理内存会碎片化。

分段的内存布局：
[代码段_空闲_数据段__空闲__栈段__空闲__]
        ↑ 碎片：每段之间的空隙无法利用

分页（Paging） 解决了这个问题：把虚拟地址空间和物理内存都切成固定大小的”格子”——页（Page，通常 4KB）。

虚拟页                    物理页框
VP0 ────→  PP2
VP1 ────→  PP5           ┌──── pp0 ────┐
VP2 ────→  PP0           │    pp1       │
VP3 ────→  不存在（未分配）│    pp2 ← VP0 │
                         │    pp3       │
                         │    pp4       │
                         │    pp5 ← VP1 │
                         └──────────────┘

🏫 类比：大学宿舍分配 以前（分段）：整个系必须住在一层楼——新生来了，但没有一整层空着，只能挤一起。 现在（分页）：每个人的床位是独立的——张三住 301-1，李四住 205-3，谁的行李放谁的柜子，不要求整层连续。

虚拟地址到物理地址的翻译

以 32 位系统、4KB 页为例（两级页表）：

虚拟地址 0x12345678
分解为：
┌─────────┬─────────┬──────────┐
│ 页目录索引│ 页表索引  │ 页内偏移  │
│   0x48   │  0x123   │  0x678   │
└─────────┴─────────┴──────────┘
  10 位     10 位     12 位
              ↓
找到页目录项（PDE） → 找到页表 → 找到页表项（PTE）
                                         ↓
           物理地址 = 物理页框号 × 4096 + 0x678

页表项（PTE）的结构

每个页表项（Page Table Entry）包含：

┌──────────────────────────────────────────────┐
│ 物理页框号（PPN） | 标志位（Flags）            │
│                  │                           │
│  20 位           │ 12 位                     │
└──────────────────────────────────────────────┘

标志位：
bit 0: Present（P）   — 此页是否在物理内存中
bit 1: Read/Write（R/W） — 可写还是只读
bit 2: User/Supervisor（U/S）  — 用户态可访问？
bit 3: Page Write Through（PWT）— 是否写通？
bit 4: Page Cache Disable（PCD）— 禁止缓存？
bit 5: Accessed（A）    — 是否被访问过
bit 6: Dirty（D）       — 是否被写过
bit 7: Page Attribute Table（PAT）
bit 8: Global（G）       — 全局页（切换进程时不刷新 TLB）

💡 Present 位是关键——如果它为 0，访问此页会触发缺页异常（Page Fault），操作系统会在异常处理中加载数据。这是虚拟内存的基础。

多级页表

32 位系统用 4KB 页、10-10-12 分割需要一级页表（约 4MB 页表空间，每个进程一张）。64 位系统用多级页表（4 级或 5 级）：

x86-64 的四级页表（4KB 页）：

虚拟地址（48 位）：
┌──────┬──────┬──────┬──────┬────────┐
│  PML4 │  PDP  │   PD  │   PT  │ 偏移   │
│  9位  │  9位  │  9位  │  9位  │  12位  │
└──┬───┴──┬───┴──┬───┴──┬───┴──┬─────┘
   │      │      │      │      │
   ▼      ▼      ▼      ▼      └──→ 页内偏移
┌─────┐┌─────┐┌─────┐┌─────┐
│PML4 ││ PDP ││ PD  ││ PT  │
└─────┘└─────┘└─────┘└─────┘
   │      │      │      │
   └──────┴──────┴──────┴──→ 物理页框号

为什么用多级页表？

• 节省内存：一级页表需要 4MB（所有页表项预先分配）
• 多级页表：大部分顶级目录项为空，其下的页表不需要分配
• 一个进程只用少数几块内存，多级页表按需分配，可能只需要几十 KB

💡 四级页表查询需要 4 次内存访问（PML4→PDP→PD→PT）+ 1 次数据访问——这太慢了！所以 CPU 有 TLB（Translation Lookaside Buffer） 来缓存最近使用的页表项。

页大小

页大小	优点	缺点
4KB（标准）	细粒度，浪费少	页表大，TLB 覆盖率低
2MB（大页）	页表小，TLB 覆盖更多内存	内部碎片更多
1GB（巨页）	极大 TLB 覆盖	需要应用配合使用

# 查看系统的页大小
$ getconf PAGE_SIZE
4096    # 4KB

# 查看大页使用情况
$ cat /proc/meminfo | grep HugePages
HugePages_Total:     0
HugePages_Free:      0

💡 数据库和大型计算应用常用 2MB 或 1GB 大页——减少 TLB 未命中，提升内存访问性能。

分页中的内存保护

分页天然支持按页的权限控制：

// 用 mmap 创建不可执行的内存
void* buf = mmap(NULL, size, PROT_READ | PROT_WRITE,
                 MAP_PRIVATE | MAP_ANONYMOUS, -1, 0);
// buf 指向的内存不可执行（NX 位）

// 创建只读的代码段
void* code = mmap(NULL, code_size, PROT_READ | PROT_EXEC,
                  MAP_PRIVATE, fd, 0);
// code 指向的内存可读可执行，不可写

常见权限组合：

权限	典型用途
r—	只读数据（常量、只读文件映射）
r-x	代码段（可读可执行）
rw-	数据段、堆、栈（可读可写）
---	不可访问（guard page 检测栈溢出）

Guard Page——检测溢出

// 在栈底放一个不可访问的页
mmap(NULL, 4096, PROT_NONE, MAP_ANONYMOUS | MAP_PRIVATE, -1, 0);
// 如果程序栈溢出到这个页 → 段错误 → 快速定位

上下文切换与页表

每当切换进程时，OS 必须切换页表：

; 切换进程的页表（x86-64）
mov  cr3, [new_process_page_table]  ; CR3 指向新进程的页表基址

⚠️ 切换 cr3 会导致 TLB 全部失效（除非页表项标记了 Global 位）——这是进程切换的重要开销之一。

小结

概念	要点
分页	将内存切成固定大小的页，灵活映射
页表	虚拟页→物理页框的映射表
多级页表	节省内存，按需分配页表项
页表项	物理页框号 + Present/Dirty/Accessed 等标志位
页大小	4KB（标准）、2MB（大页）、1GB（巨页）
访问权限	每页独立设置 r/w/x 保护

为什么先学这个？ 分页是虚拟内存的基础。下一节看看虚拟内存与页面置换——当物理内存不够时，操作系统如何借用磁盘空间。