2025-05-04
Status: #idea
Tags: rCore ch4

1. 基础概念

1.1 页式存储基本原理

页式存储将内存分成一小段一小段的固定大小单元：

• 虚拟内存中的单元称为页面（Page）
• 物理内存中的单元称为页帧（Frame）

1.2 地址组成

虚拟地址由两部分组成：

• 虚拟页号（VPN, Virtual Page Number）
• 页内偏移（Offset）

物理地址由两部分组成：

• 物理页号（PPN, Physical Page Number）
• 页内偏移（Offset）

其中，页内偏移的位数决定了页面大小，例如：

• 偏移量为12位时，页面大小为 2^12 = 4KB
• 在48位虚拟地址系统中，VPN为36位（48-12）

2. 地址转换原理

2.1 基本转换过程

虚拟地址转换为物理地址的核心是：保持偏移量不变，将VPN映射为PPN。

2.2 页表的作用

页表是维护VPN到PPN映射关系的数据结构：

• 输入：虚拟页号（VPN）
• 输出：页表项（PPN + 标志位）
• 页表项大小通常为64位（8字节）

3. 页表实现面临的挑战

3.1 页表大小问题

如果为整个虚拟地址空间创建完整页表：

• 以27位VPN为例，需要 2^27 个页表项
• 每个页表项8字节，完整页表需要 2^27 × 8B = 1GB 空间
• 这对于每个程序都占用1GB内存来说代价太高

3.2 可能的解决方案

方案一：缩小虚拟地址空间

• 将虚拟地址空间从512GB缩减至32GB（VPN从27位减至23位）
• 页表大小减少到64MB
• 问题：多个程序运行时（如200个进程）总页表空间仍达12.5GB，效率低下

方案二：按需分配页表项

• 只为程序实际使用的虚拟地址创建页表项
• 这是更为实用的解决方案

4. 页表优化策略

4.1 页表存储优化

当需要进行地址转换时：

• 操作系统将页表项存储在物理页帧中
• 一个4KB页帧可存储512个页表项（4KB/8B=512）
• 应用使用4MB空间需要1024个页表项，占用2个物理页帧

4.2 查找效率优化

应用隔离

• 将不同应用的页表项存储在不同页帧中
• 优点：
  • 减少遍历次数
  • 无需为每个页表项添加应用标记
  • 只需为页帧添加应用标记
• 内存浪费问题：
  • 每个应用专用页帧最多浪费2MB空间
  • 200个应用约400MB，远小于完整页表方案

4.3 索引优化

利用虚拟页号的位结构进行优化：

• 一个页帧可存储512（2^9）个页表项
• 使用VPN的后9位作为页帧中的索引
• 剩余27位用于定位不同的页帧

5. 多级页表实现

5.1 多级页表原理

将36位VPN分为4部分，每部分9位：

• 第4级（最高9位）：用于索引四级页表
• 第3级（次高9位）：用于索引三级页表
• 第2级（次低9位）：用于索引二级页表
• 第1级（最低9位）：用于索引一级页表，指向最终PPN

5.2 多级页表查找过程

1. 操作系统为应用创建四级页表，并分配页帧
2. 根据四级页表项查找三级页表
3. 根据三级页表项查找二级页表
4. 根据二级页表项查找一级页表
5. 一级页表项直接指向物理页帧号(PPN)
6. 完成地址转换

5.3 多级页表的空间效率

• 初始阶段：4个页帧（16KB）
• 应用程序使用S空间时，页表占用约 S/512 的空间
• 对于小型应用，页表空间远小于完整页表方案

6. 总结

1. 分离地址组成部分：

   • 将虚拟地址分为虚拟页号(VPN)和页内偏移(Offset)
   • 在我们的例子中，48位虚拟地址分为36位VPN和12位偏移量

2. 多级页表查找：

   • 取VPN的最高9位，作为四级页表的索引，找到三级页表的物理地址
   • 取VPN的次高9位，作为三级页表的索引，找到二级页表的物理地址
   • 取VPN的次低9位，作为二级页表的索引，找到一级页表的物理地址
   • 取VPN的最低9位，作为一级页表的索引，找到最终的物理页帧号(PPN)

3. 合成物理地址：

   • 将找到的物理页帧号(PPN)和原始的页内偏移(Offset)组合
   • 物理地址 = (PPN << 12) | Offset

4. 访问物理内存：

   • 使用组合得到的物理地址直接访问物理内存
   • 完成数据读写操作

References