Linux 操作系统原理 — 内存管理 — 虚拟地址空间(x86 64bit 系统)
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虚拟地址格式与内核页表(四级页表)
在 x86 64bit 系统中,可以描述的最长地址空间为 2^64(16EB),远远超过了目前主流内存卡的规格,所以在 Linux 中只使用了 48bit 长度,寻址空间为 2^48(256TB),User Space 和 Kernel Space 各占 128T。寻址空间分别为:
- User Space:0x0000 0000 0000 0000~0x0000 7FFF FFFF F000,高 16bit 全 0。
- Canonical Address Space:0x0000 7FFF FFFF F000 - 0xFFFF 8000 0000 0000,无效地址空间。
- Kernel Space:0xFFFF 8000 0000 0000~0xFFFF FFFF FFFF FFFF,高 16bit 全 1。
由于内存空间的扩大,x86 64bit 系统中的虚拟地址格式由 5 部分组成,占 64bit 中的 48bit。相应的,Linux Kernel 在 v2.6.10 中实现了四级页表,后来又在 v4.11 中引入了五级的页表结构。
就四级页表而言,虚拟内存空间被划分成了 4 个层次结构,每一级都有一个页表来记录该层次的映射关系。
- PGD(Page Global Directory,全局页目录)
- PUD(Page Upper Directory,上级页目录)
- PMD(Page Middle Directory,中间页目录)
- PTE(Page Table Entry,页表项)
当 CPU 需要访问一个虚拟地址时,会执行以下页表遍历流程:
- 首先根据虚拟地址的 GLOBAL DIR(9bit),确定在 PGD 中的页表项,开始寻址 PUD。
- 再根据虚拟地址中的 UPPER DIR(9bit),确定 PUD 中的页表项,开始寻址 PMD。
- 再根据虚拟地址中的 MIDDLE DIR(9bit),确定 PMD 中的页表项,开始寻址 PTE。
- 再根据虚拟地址中的 TABLE ID(9bit),确定 PTE 中的页表项,开始寻址 Physical Page(物理内存页框)。
- 最后根据虚拟地址中的 OFFSET(12bit),确定 Physical Page 中的 Page Lane(页条)。
在页表遍历的过程中,如果找到对应的物理页框,则可以进行对应的内存读写操作。反之,如果遇到了寻址失败的情况,则说明对应的物理页框没有被分配或者被换出到外存了,此时需要进行相应的页表调度和页表交换操作。

四级页表的优点是它可以映射非常大的虚拟内存空间,并且每个进程的页表都是独立的,相互干扰。缺点是每次访问内存都需要遍历四级页表,这会导致一定的性能损失。并且,当 Linux 设定的虚拟页大小越小时,单个进程中的页表项和虚拟页也就越多,页表的层级也可能越多,查询性能就越低。同时也需要注意,页面并非是越大越好,因为过大的页面会造成内存碎片,降低了内存的利用率。
因此,Linux 采用了一些优化措施,如 TLB(Translation Look-aside Buffer)缓存等,来加速页表遍历的过程。

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