CSDN|真棒！20 张图揭开内存管理的迷雾( 三 )
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换入换出 更进一步地 ， 分页的方式使得我们在加载程序的时候 ， 不再需要一次性都把程序加载到物理内存中 。 我们完全可以在进行虚拟内存和物理内存的页之间的映射之后 ， 并不真的把页加载到物理内存里 ， 而是只有在程序运行中 ， 需要用到对应虚拟内存页里面的指令和数据时 ， 再加载到物理内存里面去 。分页机制下 ， 虚拟地址和物理地址是如何映射的？在分页机制下 ， 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 ， 见下图 。
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内存分页寻址 总结一下 ， 对于一个内存地址转换 ， 其实就是这样三个步骤： 下面举个例子 ， 虚拟内存中的页通过页表映射为了物理内存中的页 ， 如下图：
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虚拟页与物理页的映射 这看起来似乎没什么毛病 ， 但是放到实际中操作系统 ， 这种简单的分页是肯定是会有问题的 。简单的分页有什么缺陷吗？有空间上的缺陷 。因为操作系统是可以同时运行非常多的进程的 ， 那这不就意味着页表会非常的庞大 。在 32 位的环境下 ， 虚拟地址空间共有 4GB ， 假设一个页的大小是 4KB（2^12） ， 那么就需要大约 100 万 （2^20） 个页 ， 每个「页表项」需要 4 个字节大小来存储 ， 那么整个 4GB 空间的映射就需要有 4MB 的内存来存储页表 。这 4MB 大小的页表 ， 看起来也不是很大 。 但是要知道每个进程都是有自己的虚拟地址空间的 ， 也就说都有自己的页表 。那么 ， 100 个进程的话 ， 就需要 400MB 的内存来存储页表 ， 这是非常大的内存了 ， 更别说 64 位的环境了 。多级页表要解决上面的问题 ， 就需要采用的是一种叫作多级页表（Multi-Level Page Table）的解决方案 。在前面我们知道了 ， 对于单页表的实现方式 ， 在 32 位和页大小 4KB 的环境下 ， 一个进程的页表需要装下 100 多万个「页表项」 ， 并且每个页表项是占用 4 字节大小的 ， 于是相当于每个页表需占用 4MB 大小的空间 。我们把这个 100 多万个「页表项」的单级页表再分页 ， 将页表（一级页表）分为 1024 个页表（二级页表） ， 每个表（二级页表）中包含 1024 个「页表项」 ， 形成二级分页 。 如下图所示：
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二级分页你可能会问 ， 分了二级表 ， 映射 4GB 地址空间就需要 4KB（一级页表）+ 4MB（二级页表）的内存 ， 这样占用空间不是更大了吗？当然如果 4GB 的虚拟地址全部都映射到了物理内上的 ， 二级分页占用空间确实是更大了 ， 但是 ， 我们往往不会为一个进程分配那么多内存 。其实我们应该换个角度来看问题 ， 还记得计算机组成原理里面无处不在的局部性原理么？ 每个进程都有 4GB 的虚拟地址空间 ， 而显然对于大多数程序来说 ， 其使用到的空间远未达到 4GB ， 因为会存在部分对应的页表项都是空的 ， 根本没有分配 ， 对于已分配的页表项 ， 如果存在最近一定时间未访问的页表 ， 在物理内存紧张的情况下 ， 操作系统会将页面换出到硬盘 ， 也就是说不会占用物理内存 。如果使用了二级分页 ， 一级页表就可以覆盖整个 4GB 虚拟地址空间 ， 但如果某个一级页表的页表项没有被用到 ， 也就不需要创建这个页表项对应的二级页表了 ， 即可以在需要时才创建二级页表 。 做个简单的计算 ， 假设只有 20% 的一级页表项被用到了 ， 那么页表占用的内存空间就只有 4KB（一级页表） + 20% * 4MB（二级页表）= 0.804MB ， 这对比单级页表的 4MB 是不是一个巨大的节约？ 那么为什么不分级的页表就做不到这样节约内存呢？我们从页表的性质来看 ， 保存在内存中的页表承担的职责是将虚拟地址翻译成物理地址 。 假如虚拟地址在页表中找不到对应的页表项 ， 计算机系统就不能工作了 。 所以页表一定要覆盖全部虚拟地址空间 ， 不分级的页表就需要有 100 多万个页表项来映射 ， 而二级分页则只需要 1024 个页表项（此时一级页表覆盖到了全部虚拟地址空间 ， 二级页表在需要时创建） 。我们把二级分页再推广到多级页表 ， 就会发现页表占用的内存空间更少了 ， 这一切都要归功于对局部性原理的充分应用 。对于 64 位的系统 ， 两级分页肯定不够了 ， 就变成了四级目录 ， 分别是：
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