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：

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。

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