分頁機制是 80x86 內存管理機制的第二部分。它在分段機制的基礎上完成虛擬（邏輯）地址到物理地址的轉換。為了理解分頁機制，本文介紹一個簡單的分頁模型，雖然簡單，但是對理解真正的分頁模型非常有幫助。咱們開始吧！

在單純的分段模式下，線性地址就是物理地址。

比如下面的匯編語句：

mov edx [0x1008]

這是要把內存中某個位置的值賦給 EDX，但究竟是內存的哪個位置呢？這就要看數據段描述符了。

假設描述符中的段基地址為 0x0020_0000，界限值為 0x2007，段的粒度是字節 ，那么該段的最大長度就是 0x2008(=8200)。

當訪問內存的時候，用段基地址加上段內偏移 0x1008，形成線性地址 0x0020_1008，在沒有開啟分頁的情況下，這就是物理地址。

一旦采用分頁式內存管理，就應該把物理內存分成大小相同的頁。注意，頁在物理內存中的位置是有講究的，并不是在內存中隨便找個位置，說：“來 ，頁從這里開始！”

事實上，頁的單位一般是 4KB，即 4096 （=0x1000）字節。而且，頁的起始地址和 4KB 對齊，所以，第 1 個頁的物理地址是 0x0000_0000，第 2 個頁的物理地址是 0x0000_1000，第 3 個頁的物理地址是0x0000_2000，最后一個頁的物理地址是 0xFFFFF000。

這樣，可以將 4GB 的物理內存劃分為 1048576 (0x 100000) 個頁。很顯然，頁的物理地址，其低 12 位始終為全零。

問題在于，如何將長度不一的段 ，映射到大小相同的頁面上呢？

內存的分配涉及段空間的分配和頁的分配。如下圖所示，左邊是虛擬的 4GB 的內存空間，稱為虛擬內存；右邊呢，是實實在在的物理內存，如果大小是 4GB，就被分成 1048576 個 4KB 頁面；當然，也許只有 2 GB，那就只能劃分成 524288 個 4KB 頁面。

當一個程序加載時，操作系統既在要左邊的虛擬內存屮分配段空間，又要在右邊的物理內存中分配相應的頁面。因此，第一個步驟是尋找空閑的段空間，該段空間既沒有被其他程序使用，也沒有被同一程序內的其他段使用。假設己經成功找到并分配了一個段空間，基地址為 0x00200000，長度為 8200 字節。

頁的最小尺寸是 4KB ，也就是 4096 字節。因此，8200 字節的段，需要占用 3 個頁面，其中最后一個頁面只用了 8 個字節。

作為一個具體的例子，操作系統為程序分配了一個段，段是在虛擬內存中分配的，起始地址為 0x00200000。該段有 8200字節，需要分配 3 個頁面。為此，操作系統在物理內存中搜索可用的
空閑頁，還真找到了，這三個頁面的物理地址分別是：

0x0000_0000 起始的頁面，對應虛擬內存地址 0x0020_0000-0x0020_0FFF

0x0000_1000 起始的頁面，對應虛擬內存地址 0x0020_1000-0x0020_1FFF

0x0000_3000 起始的頁面，對應虛擬內存地址 0x0020_2000-0x0020_2007

這里只是示例，線性地址區間和頁的對應關系可以隨意。

虛擬內存空間不可能用來保存任何數據，因為它是虛擬的。當操作系統加載一個程序并創建為任務時，操作系統在虛擬內存空間尋找空閑的段，并映射到空閑的頁。然后，到真正幵始加載程序時，再把原本屬于段的數據按頁的尺寸拆開，分別寫入對應的頁中。

從段部件輸出的是線性地址，為了根據線性地址找到頁的物理地址，操作系統必須維護一張轉換表，把線性地址轉換成物理地址。

因為虛擬的 4GB 內存可以分成 1048576 個頁，所以轉換表也有 1048576 項 。每個表項占 4 字節，內容為頁的物理地址。這個表格的用法是這樣的：因為頁的尺寸是 4K B , 故，線性地址的低 12 位可用于訪問頁內偏移，高 20 位可用于指定一個物理頁。因此，把線性地址的高 20 位當成索引，乘以 4 ，作為表內偏移量，從表中取出一個雙字（4B），就是該線性地址所對應的頁的物理地址。

例如，執行指令
mov edx, [0x2002]

首先，要算出線性地址，用段地址 0x0020_0000 加上 0x2002，得到線性地址 0x0020_2002；然后把線性地址轉換為物理地址：線性地址的高 20 位是轉換表的索引，即 0x202（=514），即表格的第 514 項。如果按照字節索引，需要把 0x202 乘以 4，得到 0x808，看圖，從該單元可以取出一個雙字 0x0000_3000，這就是頁的起始物理地址。線性地址的低 12 位是頁內偏移量，用頁物理地址加上頁內偏移量，就是最終的物理地址。0x0000_3000 加上 0x002，得到 0x0000_3002，所以物理地址就是 0x0000_3002。

有人問，表格里面的 0x0000_3000 是怎么來的？

當程序加載時，操作系統首先在虛擬內存中分配段。然后，根據段需要分成多少頁，來搜索空閑頁面。當段較大時，要按頁的尺寸分成好幾個地址區段，操作系統用每個區段的首地址，取高 20 位 ，乘以 4 ，作為偏移最訪問表格，并將分配給該區段的頁的物理地址寫入該表項。最后，把原本需要寫入每個區段的程序數據，寫到對應的頁中。

注意了，在頁式內存管理中，頁面的管理和分配是獨立的，和分段以及段地址沒有關系。操作系統所要做的，就是尋找空閑頁面，把它分配給需要的段，并將頁的物理地址填寫到映射表內。

一般來說，每個任務都可以擁有 4GB 的虛擬內存空間；同時，每個任務都有自己的頁映射表，如圖 16-5 所示。

每個任務都有自己的 4GB 虛擬內存空間，這個怎么理解呢？

考慮這樣一種情景 ：任務 A 有一個段 ， 段基地址為 0x0005_0000，段長度為 3000 字節，操作系統為它分配了一個物理地址為 0x0800_1000 的頁。過了一會兒，另一個任務 B 加載了，它也有一個段，段基地址也為 0x0005_0000，段長度 4000 字節，此時，操作系統則分配另一個不同的、物理地址為 0x0070_0000 的頁。

在這種情況下，任務 A 訪問線性地址 0x0005_0006，訪問的其實是物理地址 0x0800_1006；在任務 B 內訪問同樣的線性地址 0x0005_0006，訪問的其實是物理地址 0x0070_0006。

你看，線性地址都是一樣的，但是被映射到了不同的物理地址上。

另一個會被質疑的問題是，每個任務都有 4GB 虛擬內存空間，而物理內存只有一個，最大也才 4GB , 根本不夠分啊。事實上，的確不夠分。但是，操作系統可以將暫時不用的頁退避到磁盤，調入馬上就要使用的頁，通過這種手段來實現分頁內存管理。

以上就是一個簡單的分頁模型，如果理解了，就會為后面學習兩級頁表結構打下基礎。

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參考資料
【1】《x86匯編語言：從實模式到保護模式》（李忠，電子工業出版社）
【2】《Linux內核完全剖析》（趙炯，機械工業出版社，2006）

總結

以上是生活随笔為你收集整理的简单的分页模型的全部內容，希望文章能夠幫你解決所遇到的問題。

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