【Linux】深入解剖页表——分页式存储

理解了虚拟地址空间的本质后，我们便能清晰认知到：每个进程都拥有一段独属于自身的连续地址空间。不同于实际存储数据的物理内存，这段连续的虚拟地址空间更像是一张划定好范围的 "大饼"------ 仅作为进程内存访问的统一地址框架，并不承担实际的数据存储功能。真正的存储还需要在物理内存实现，那么从虚拟内存到物理内存就需要进行映射------因此就产生了页表。

前置知识------物理内存管理

一、物理内存管理的基本单位------页帧（页窗）

在 Linux 文件管理系统中，我们知道磁盘存储的最小分配与管理单位是块（block），默认大小为 4KB，恰好对应 8 个 512 字节的磁盘物理扇区。为了实现内存与磁盘的 IO 对齐、减少数据交换的碎片与开销，操作系统对物理内存的管理也采用了同规格的分块策略，物理内存中这份大小为 4KB 的固定内存块 ，被称为页帧（也作页窗）。

二、页帧的内核描述------struct_page结构体

由于页帧数量极大并且每个页帧可能处于不同的状态，操作系统为了将其进行管理就需要进行描述与组织，在内核中用于描述页帧的结构体叫做struct_page，我们可以对其中几个简单参数进行了解：

//struct_page 简化伪代码（仅保留核心成员）
struct page {
    // 1. 页帧状态：标记物理页帧的核心状态（与页表项存在位联动）
    unsigned int flags;          // 状态标志位（按位存储）
    #define PG_free 0x01         // 位0：1=页帧空闲，0=已占用
    #define PG_swap 0x02         // 位1：1=页帧数据已交换到磁盘，0=在物理内存中
    #define PG_kernel 0x04       // 位2：1=页帧归属内核空间，0=归属用户空间

    // 2. 映射计数：记录该页帧被多少进程的页表映射（支撑内存共享）
    int _mapcount;               // 映射数：0=无进程映射，>0=被N个进程映射

    // 3. 物理页帧地址关联：页帧对应的物理地址（页表映射的核心依据）
    unsigned long pfn;           // 物理页帧号（Page Frame Number）
    // 注：物理地址 = pfn << 12（4KB=2^12，左移12位得到页帧起始物理地址）

    // 4. 页帧归属补充：区分内核/用户页帧（页表权限管控）
    unsigned int owner;          // 简化标识：0=用户空间，1=内核空间

                            /* ......
                            ......*/
};

• flags（状态标志位）：

  • 最核心的是**PG_free** （空闲 / 占用）和**PG_swap** （是否交换到磁盘），直接对应页表项的 "存在位"------ 若PG_swap=1，页表项存在位会置 0，触发缺页中断时内核会从磁盘换回数据并更新状态；
  • **PG_kernel**标记页帧归属，页表项会据此设置 "用户 / 内核位"，限制用户态进程访问内核页帧。

• _mapcount（映射计数）：

  • 比如动态库被 10 个进程共享时，其对应的页帧_mapcount=10；
  • 当**_mapcount** 减至 0 且PG_free=1时，内核会将该页帧回收至空闲链表。

• pfn（物理页帧号）：

  • 页表项中存储的 "物理页帧基地址"，本质就是pfn << 12（4KB 对齐）；
  • 比如pfn=0x12345，则物理页帧起始地址 = 0x12345 << 12 = 0x12345000。

当然其中参数远不止这些，但是该点不作为本文重点介绍，在对struct page进行组织时，Linux 内核始终以结构体数组（mem_map）作为页帧管理的核心载体。在老内核（2.4 及之前）中，由于适配的硬件物理内存规模小（主流几 MB 到几百 MB）且物理地址连续，mem_map数组也是全局连续的，此时物理页帧号（PFN）等价于数组下标，可通过pfn = page - mem_map的地址偏移计算得出，因此struct page中无需显式存储 PFN 字段；而新内核（2.6+）随着硬件升级，物理内存规模飙升至 GB、TB 级别，为适配大内存场景引入了稀疏内存技术，mem_map数组不再是全局连续的，而是按内存节点 / 区域拆分，数组下标仅代表节点内的局部编号，若仍通过地址偏移计算会出现 PFN 重复的问题，因此新内核将 PFN 显式写入struct page结构体，保证其全局唯一性，适配非连续物理内存的管理需求。

核心内容------页表的实现

一、地址转换方法：基于 unsigned long 的页帧 + 偏移寻址

Linux中对虚拟地址存储采用了unsigned int类无符号整型对应的二进制表示，其大小为0~2^32-1

对于这个32位整型，其低12位表示偏移地址，2^12正好代表4096个字节（4KB），刚好对应一个页帧大小，其高20位则代表页帧起始地址，2^20=1024*1024，代表虚拟空间4GB对应的页帧总数量，虚拟内存与物理内存均以4KB（x86 架构默认）为最小映射单元 进行划分，物理内存同时也是以 4KB 为最小管理单元 ，虚拟内存则以 4KB 为最小地址映射单元。精确地址就等于页帧号*4096+偏移地址 ，程序编译完成后，编译器会将所有变量、函数、指令的完整 32 位虚拟地址 固化到 ELF 二进制文件中，这是该 32 位整数的静态存储载体， 在进行页表映射过程中，按照4KB的最小单元规则，会提取前20位进行物理内存映射。这样的一组映射关系称为页表项。

虚拟地址向精确物理地址转化过程

MMU （CPU中负责进行虚拟地址和物理地址转化的硬件）从CR3 寄存器 （存当前进程页目录基物理地址，MMU寻址入口）拿到进程页目录基址后，先将 32 位虚拟地址拆分为高 10 位页目录索引 + 中间 10 位页表索引 + 低 12 位页内偏移 ；通过页目录索引找到对应页表的基地址，再通过页表索引找到目标页表项，提取页表项高 20 位物理页帧号 ，将物理页帧号左移 12 位 得到物理页帧起始地址，最后拼接页内偏移，即可得到访问的精确物理地址，全程由 MMU 硬件完成，无软件参与。

二、分页管理思想（核心逻辑）

不采用分页管理的痛点

透过之前对虚拟地址空间的了解，在32位Linux机器中，虚拟空间大小为4GB，其中[0,3]属于用户空间，[3,4]属于内核空间，由于虚拟地址无法真正进行存储，所以需要与物理内存产生映射关系，在物理内存中进行真正的存储，页表就是这张地址映射表，那么就很容易想到直接创建一整张表然后进行映射关系填入即可，但是为了严格保证进程间的独立性，需要为每一个进程都创建这样一张表，我们粗略对表大小进行计算4（字节）（单个页表项大小）*1024*1024（4GB对应页帧数量）=4MB，但是由于内存中可能同时存在大量进程，那么就需要大量创建这样的页表，但是对于4GB的虚拟内存，绝大部分软件是远远用不完的，那么也就造成了大量内存资源的浪费。

分页管理思想的切入

单张表进行映射的思想缺陷太过明显，于是就有了分页管理的思想

分页管理采用二级索引的思想，对1024*1024个目录项用页目录和页表进行分级保存，4GB对应页目录共有1024个，每一个页目录对应1024张页表，此时就可以进行动态申请，目录创建的内存成本大大降低。

成本对比（进程仅使用100个虚拟页）：

• 单级页表：必须分配4MB连续内存（1M项×4字节），浪费4096KB；

• 二级页表：仅需分配4KB页目录 + 4KB页表（100个虚拟页落在1张页表内），总占用8KB，浪费仅4KB（单张页表的最小粒度冗余）； 多进程场景下，二级页表的内存节约效果会成倍数放大（如100个进程可节约≈400MB物理内存）。

补充：页表创建全过程

1. 硬件触发映射检测：CPU访问虚拟地址，MMU从CR3寄存器（存当前进程页目录基物理地址，MMU寻址入口）读取页目录基址，拆分地址查页表，发现无有效物理映射后触发缺页中断；CPU自动将**EIP寄存器**（存触发中断的内存访问指令地址）、通用寄存器值等现场保存至内核栈，切内核态并跳转中断处理函数。

2. 内核地址合法性校验：内核校验触发中断的虚拟地址是否为进程合法地址，非法则触发段错误，进程直接崩溃。

3. 内核分类判断缺页类型：内核识别缺页原因，要么是物理内存不足导致页帧数据被换出到磁盘，要么是地址合法但首次访问、未建立物理映射。

4. 分配物理内存并更新映射：内核为该虚拟地址分配空闲物理内存，将磁盘数据加载/初始化空数据至物理内存；同时更新页表，把物理页帧号写入页表项并置存在位为1，完成虚拟→物理地址映射。

5. 恢复现场重新执行：内核从内核栈恢复进程**EIP、通用寄存器**等原有现场信息，切回用户态；CPU重新执行原内存访问指令，此次MMU通过**CR3寄存器**查页表命中有效映射，正常访问物理内存。