页目录和页表

⑴ 80386的linux中页目录表和页表要占多大的内存空间请详述。谢谢。

1. 页目录表共有1K个表项，每个表项为4个字节，因此页目录大小为4K，存储在一个4K字节的页面中。
2. 一个页表也存储在一个4K字节的页面中。包含1K个表项，每个表项为4个字节，大小4K。
3. 如果一个进程真的要用到全部4G(32位机哈～～)的存储空间，那所有的页表所占用的空间为:
一个页表大小4K*1024个页表=4M
这样页目录表和页表所占用的空间为
4K+4M
相对于将 所有的页表项存储在一个表中（不分页目录表和页表），该表最大将占4M字节连续的物理存储空间还要多4K。

但是传说这个概率为0，所以页表不会占用达到4M。这样就节省了空间。

希望我没有搞错，不要误导你了。

⑵ 应用程序进程的页目录和页表一共占用了几个物理页页框号分别是多少

1. 页目录表共有1K个表项，每个表项为4个字节，因此页目录大小为4K，存储在一个4K字节的页面中。
2. 一个页表也存储在一个4K字节的页面中。包含1K个表项，每个表项为4个字节，大小4K。
3. 如果一个进程真的要用到全部4G(32位机哈～～)的存储空间，那所有的页表所占用的空间为:
一个页表大小4K*1024个页表=4M
这样页目录表和页表所占用的空间为
4K+4M
相对于将 所有的页表项存储在一个表中（不分页目录表和页表），该表最大将占4M字节连续的物理存储空间还要多4K。

但是传说这个概率为0，所以页表不会占用达到4M。这样就节省了空间。

希望我没有搞错，不要误导你了。

⑶ 什么是页表页

表模板建立起来以后只有一张表页，为了满足编制报表对表页的需要，必须根据事先估计的表页数量增加表页.如要求编制该年12个月的货币资金表因此需要12张表页.

⑷ 什么是页表项

以x86的机器为例，当允许paging的时候：
页表分了两级，32位地址被划分为10,10,12

CR3寄存器装了第一级页表（也叫页目录）的物理地址，这个地址一定是对齐到一个页框的边界的。这个对应的页框将装着第一级页目录，也就是说，页目录用掉了4KB，其中含有1024个页目录项，每个项占4Byte。这每个4byte就是你所要问的东西了。每个项有20位是下一级的一个页表的位置（为什么是20位呢？因为intel设计的页表是对其到4KB的边界的，于是只要20位地址，再左移12位就得到了这个地址）。而另外的12位用于存放一些控制位，常见的有present，user, dirty, accessed，r/w等，具体的查intel的开发者手册，上面讲的很详细。页表项和页目录项内容差不多，稍有区别。

为了定位一个虚拟地址（在x86里应该是分段后的地址，叫线性地址），先拆出前10位，配合CR3找到相应的页目录项，然后得到了对应页表的地址，在没有错误的情况下再把线性地址的中间10位拿出来找到相应的页表项，然后就读出了20位（还没左移12位，页框肯定是对齐到4KB的边界的）的这个线性地址对应的页框，再加上12位就得到了物理地址。

⑸ 请问个页目录与页表的物理地址问题

内核自己一套页目录和页表====================是整个内核只有一套页目录和页表还是每个模块都有呢？另外：内核中的模块是不是相对于进程呢

⑹ 什么是操作系统页表项

以x86的机器为例，当来允许源paging的时候：

1、页表分了两级，32位地址被划分为10,10,12

2、CR3寄存器装了第一级页表（也叫页目录）的物理地址，这个地址一定是对齐到一个页框的边界的。这个对应的页框将装着第一级页目录，也就是说，页目录用掉了4KB，其中含有1024个页目录项，每个项占4Byte。每个项有20位是下一级的一个页表的位置。而另外的12位用于存放一些控制位。

3、为了定位一个虚拟地址，先拆出前10位，配合CR3找到相应的页目录项，然后得到了对应页表的地址，在没有错误的情况下再把线性地址的中间10位拿出来找到相应的页表项，然后就读出了20位的这个线性地址对应的页框，再加上12位就得到了物理地址。

⑺ linux内存管理为什么要建立页表目录

[地址映射](图：左中)
linux内核使用页式内存管理，应用程序给出的内存地址是虚拟地址，它需要经过若干级页表一级一级的变换，才变成真正的物理地址。
想一下，地址映射还是一件很恐怖的事情。当访问一个由虚拟地址表示的内存空间时，需要先经过若干次的内存访问，得到每一级页表中用于转换的页表项（页表是存放在内存里面的），才能完成映射。也就是说，要实现一次内存访问，实际上内存被访问了N+1次（N=页表级数），并且还需要做N次加法运算。
所以，地址映射必须要有硬件支持，mmu（内存管理单元）就是这个硬件。并且需要有cache来保存页表，这个cache就是TLB（Translation lookaside buffer）。
尽管如此，地址映射还是有着不小的开销。假设cache的访存速度是内存的10倍，命中率是40%，页表有三级，那么平均一次虚拟地址访问大概就消耗了两次物理内存访问的时间。
于是，一些嵌入式硬件上可能会放弃使用mmu，这样的硬件能够运行VxWorks（一个很高效的嵌入式实时操作系统）、linux（linux也有禁用mmu的编译选项）、等系统。
但是使用mmu的优势也是很大的，最主要的是出于安全性考虑。各个进程都是相互独立的虚拟地址空间，互不干扰。而放弃地址映射之后，所有程序将运行在同一个地址空间。于是，在没有mmu的机器上，一个进程越界访存，可能引起其他进程莫名其妙的错误，甚至导致内核崩溃。
在地址映射这个问题上，内核只提供页表，实际的转换是由硬件去完成的。那么内核如何生成这些页表呢？这就有两方面的内容，虚拟地址空间的管理和物理内存的管理。（实际上只有用户态的地址映射才需要管理，内核态的地址映射是写死的。）

[虚拟地址管理](图：左下)
每个进程对应一个task结构，它指向一个mm结构，这就是该进程的内存管理器。（对于线程来说，每个线程也都有一个task结构，但是它们都指向同一个mm，所以地址空间是共享的。）
mm->pgd指向容纳页表的内存，每个进程有自已的mm，每个mm有自己的页表。于是，进程调度时，页表被切换（一般会有一个CPU寄存器来保存页表的地址，比如X86下的CR3，页表切换就是改变该寄存器的值）。所以，各个进程的地址空间互不影响（因为页表都不一样了，当然无法访问到别人的地址空间上。但是共享内存除外，这是故意让不同的页表能够访问到相同的物理地址上）。
用户程序对内存的操作（分配、回收、映射、等）都是对mm的操作，具体来说是对mm上的vma（虚拟内存空间）的操作。这些vma代表着进程空间的各个区域，比如堆、栈、代码区、数据区、各种映射区、等等。
用户程序对内存的操作并不会直接影响到页表，更不会直接影响到物理内存的分配。比如malloc成功，仅仅是改变了某个vma，页表不会变，物理内存的分配也不会变。
假设用户分配了内存，然后访问这块内存。由于页表里面并没有记录相关的映射，CPU产生一次缺页异常。内核捕捉异常，检查产生异常的地址是不是存在于一个合法的vma中。如果不是，则给进程一个"段错误"，让其崩溃；如果是，则分配一个物理页，并为之建立映射。

[物理内存管理](图：右上)
那么物理内存是如何分配的呢？
首先，linux支持NUMA（非均质存储结构），物理内存管理的第一个层次就是介质的管理。pg_data_t结构就描述了介质。一般而言，我们的内存管理介质只有内存，并且它是均匀的，所以可以简单地认为系统中只有一个pg_data_t对象。
每一种介质下面有若干个zone。一般是三个，DMA、NORMAL和HIGH。
DMA：因为有些硬件系统的DMA总线比系统总线窄，所以只有一部分地址空间能够用作DMA，这部分地址被管理在DMA区域（这属于是高级货了）；
HIGH：高端内存。在32位系统中，地址空间是4G，其中内核规定3~4G的范围是内核空间，0~3G是用户空间（每个用户进程都有这么大的虚拟空间）（图：中下）。前面提到过内核的地址映射是写死的，就是指这3~4G的对应的页表是写死的，它映射到了物理地址的0~1G上。（实际上没有映射1G，只映射了896M。剩下的空间留下来映射大于1G的物理地址，而这一部分显然不是写死的）。所以，大于896M的物理地址是没有写死的页表来对应的，内核不能直接访问它们（必须要建立映射），称它们为高端内存（当然，如果机器内存不足896M，就不存在高端内存。如果是64位机器，也不存在高端内存，因为地址空间很大很大，属于内核的空间也不止1G了）；
NORMAL：不属于DMA或HIGH的内存就叫NORMAL。
在zone之上的zone_list代表了分配策略，即内存分配时的zone优先级。一种内存分配往往不是只能在一个zone里进行分配的，比如分配一个页给内核使用时，最优先是从NORMAL里面分配，不行的话就分配DMA里面的好了（HIGH就不行，因为还没建立映射），这就是一种分配策略。
每个内存介质维护了一个mem_map，为介质中的每一个物理页面建立了一个page结构与之对应，以便管理物理内存。
每个zone记录着它在mem_map上的起始位置。并且通过free_area串连着这个zone上空闲的page。物理内存的分配就是从这里来的，从 free_area上把page摘下，就算是分配了。（内核的内存分配与用户进程不同，用户使用内存会被内核监督，使用不当就"段错误"；而内核则无人监督，只能靠自觉，不是自己从free_area摘下的page就不要乱用。）

[建立地址映射]
内核需要物理内存时，很多情况是整页分配的，这在上面的mem_map中摘一个page下来就好了。比如前面说到的内核捕捉缺页异常，然后需要分配一个page以建立映射。
说到这里，会有一个疑问，内核在分配page、建立地址映射的过程中，使用的是虚拟地址还是物理地址呢？首先，内核代码所访问的地址都是虚拟地址，因为CPU指令接收的就是虚拟地址（地址映射对于CPU指令是透明的）。但是，建立地址映射时，内核在页表里面填写的内容却是物理地址，因为地址映射的目标就是要得到物理地址。
那么，内核怎么得到这个物理地址呢？其实，上面也提到了，mem_map中的page就是根据物理内存来建立的，每一个page就对应了一个物理页。
于是我们可以说，虚拟地址的映射是靠这里page结构来完成的，是它们给出了最终的物理地址。然而，page结构显然是通过虚拟地址来管理的（前面已经说过，CPU指令接收的就是虚拟地址）。那么，page结构实现了别人的虚拟地址映射，谁又来实现page结构自己的虚拟地址映射呢？没人能够实现。
这就引出了前面提到的一个问题，内核空间的页表项是写死的。在内核初始化时，内核的地址空间就已经把地址映射写死了。page结构显然存在于内核空间，所以它的地址映射问题已经通过“写死”解决了。
由于内核空间的页表项是写死的，又引出另一个问题，NORMAL（或DMA）区域的内存可能被同时映射到内核空间和用户空间。被映射到内核空间是显然的，因为这个映射已经写死了。而这些页面也可能被映射到用户空间的，在前面提到的缺页异常的场景里面就有这样的可能。映射到用户空间的页面应该优先从HIGH区域获取，因为这些内存被内核访问起来很不方便，拿给用户空间再合适不过了。但是HIGH区域可能会耗尽，或者可能因为设备上物理内存不足导致系统里面根本就没有HIGH区域，所以，将NORMAL区域映射给用户空间是必然存在的。
但是NORMAL区域的内存被同时映射到内核空间和用户空间并没有问题，因为如果某个页面正在被内核使用，对应的page应该已经从free_area被摘下，于是缺页异常处理代码中不会再将该页映射到用户空间。反过来也一样，被映射到用户空间的page自然已经从free_area被摘下，内核不会再去使用这个页面。

[内核空间管理](图：右下)
除了对内存整页的使用，有些时候，内核也需要像用户程序使用malloc一样，分配一块任意大小的空间。这个功能是由slab系统来实现的。
slab相当于为内核中常用的一些结构体对象建立了对象池，比如对应task结构的池、对应mm结构的池、等等。
而slab也维护有通用的对象池，比如"32字节大小"的对象池、"64字节大小"的对象池、等等。内核中常用的kmalloc函数（类似于用户态的malloc）就是在这些通用的对象池中实现分配的。
slab除了对象实际使用的内存空间外，还有其对应的控制结构。有两种组织方式，如果对象较大，则控制结构使用专门的页面来保存；如果对象较小，控制结构与对象空间使用相同的页面。
除了slab，linux 2.6还引入了mempool（内存池）。其意图是：某些对象我们不希望它会因为内存不足而分配失败，于是我们预先分配若干个，放在mempool中存起来。正常情况下，分配对象时是不会去动mempool里面的资源的，照常通过slab去分配。到系统内存紧缺，已经无法通过slab分配内存时，才会使用 mempool中的内容。

[页面换入换出](图：左上)(图：右上)
页面换入换出又是一个很复杂的系统。内存页面被换出到磁盘，与磁盘文件被映射到内存，是很相似的两个过程（内存页被换出到磁盘的动机，就是今后还要从磁盘将其载回内存）。所以swap复用了文件子系统的一些机制。
页面换入换出是一件很费CPU和IO的事情，但是由于内存昂贵这一历史原因，我们只好拿磁盘来扩展内存。但是现在内存越来越便宜了，我们可以轻松安装数G的内存，然后将swap系统关闭。于是swap的实现实在让人难有探索的欲望，在这里就不赘述了。（另见：《linux内核页面回收浅析》）

[用户空间内存管理]
malloc是libc的库函数，用户程序一般通过它（或类似函数）来分配内存空间。
libc对内存的分配有两种途径，一是调整堆的大小，二是mmap一个新的虚拟内存区域（堆也是一个vma）。
在内核中，堆是一个一端固定、一端可伸缩的vma（图：左中）。可伸缩的一端通过系统调用brk来调整。libc管理着堆的空间，用户调用malloc分配内存时，libc尽量从现有的堆中去分配。如果堆空间不够，则通过brk增大堆空间。
当用户将已分配的空间free时，libc可能会通过brk减小堆空间。但是堆空间增大容易减小却难，考虑这样一种情况，用户空间连续分配了10块内存，前9块已经free。这时，未free的第10块哪怕只有1字节大，libc也不能够去减小堆的大小。因为堆只有一端可伸缩，并且中间不能掏空。而第10块内存就死死地占据着堆可伸缩的那一端，堆的大小没法减小，相关资源也没法归还内核。
当用户malloc一块很大的内存时，libc会通过mmap系统调用映射一个新的vma。因为对于堆的大小调整和空间管理还是比较麻烦的，重新建一个vma会更方便（上面提到的free的问题也是原因之一）。
那么为什么不总是在malloc的时候去mmap一个新的vma呢？第一，对于小空间的分配与回收，被libc管理的堆空间已经能够满足需要，不必每次都去进行系统调用。并且vma是以page为单位的，最小就是分配一个页；第二，太多的vma会降低系统性能。缺页异常、vma的新建与销毁、堆空间的大小调整、等等情况下，都需要对vma进行操作，需要在当前进程的所有vma中找到需要被操作的那个（或那些）vma。vma数目太多，必然导致性能下降。（在进程的vma较少时，内核采用链表来管理vma；vma较多时，改用红黑树来管理。）

[用户的栈]
与堆一样，栈也是一个vma（图：左中），这个vma是一端固定、一端可伸（注意，不能缩）的。这个vma比较特殊，没有类似brk的系统调用让这个vma伸展，它是自动伸展的。
当用户访问的虚拟地址越过这个vma时，内核会在处理缺页异常的时候将自动将这个vma增大。内核会检查当时的栈寄存器（如：ESP），访问的虚拟地址不能超过ESP加n（n为CPU压栈指令一次性压栈的最大字节数）。也就是说，内核是以ESP为基准来检查访问是否越界。
但是，ESP的值是可以由用户态程序自由读写的，用户程序如果调整ESP，将栈划得很大很大怎么办呢？内核中有一套关于进程限制的配置，其中就有栈大小的配置，栈只能这么大，再大就出错。
对于一个进程来说，栈一般是可以被伸展得比较大（如：8MB）。然而对于线程呢？
首先线程的栈是怎么回事？前面说过，线程的mm是共享其父进程的。虽然栈是mm中的一个vma，但是线程不能与其父进程共用这个vma（两个运行实体显然不用共用一个栈）。于是，在线程创建时，线程库通过mmap新建了一个vma，以此作为线程的栈（大于一般为：2M）。
可见，线程的栈在某种意义上并不是真正栈，它是一个固定的区域，并且容量很有限。

附上出处链接：http://www.cnblogs.com/zhaoyl/p/3695517.html

⑻ 关于虚拟内存中页目录与页表在物理内存中加载的问题

我对Linux操作系统的具体情况不是很熟，回答仅供参考。

首先，物理内存无所谓内核区用户区，所有地址都一样。虚拟的地址空间才分内核区用户区。
处理器通过查看页目录和页表，把虚拟地址换算成物理地址。用户区与内核区的两个不同的虚拟地址对应同一个物理地址也不要紧。
内核区与用户区的真正区别在于普通进程能不能访问该区域中的地址。
在正常情况下，操作系统肯定会把页目录和页表保护起来，可以把它们看作存放在内核区的东西。

编写操作系统时，页目录确实可以放在物理内存中的任何地方(当然偏移必须是1000h的倍数)，只要把偏移量填进CR3的高20位就可以了。
Linux内核的页目录放在物理地址0h处，页表紧随其后。0.11版Linux中，所有用户进程和内核用的都是这张页目录。切换进程时，改改页目录项就行了。新版的Linux内核我不太了解，抱歉……
每个页目录项有4字节，高20位储存页表的物理地址，低12位储存页表的属性。

一张页表4KB，这4KB必须是连续的。但是各张页表之间不必连续。Linux创建新进程时，仅仅调用了get_free_page找到一页空内存，把进程页表塞进去而已。
页表不能被普通进程直接访问。访问用户区虚拟地址是看不到进程页表的。
内核的页表前面提到过。它就在内核页目录的后面，物理地址为1000h，虚拟地址为C0001000h。访问用户区的虚拟地址不会看到它。

个人不大擅长表述，恐怕解释得不是很清楚。欢迎追问。

⑼ 页面大小和页表项之间有必然的联系么

一、理解这样一个概念，操作系统为了方便管理内存，将内存划分成很若干个页，每个页表项就代表一个页的地址（页的地址，不是内存地址）。

二、4B大小的页表项，意味着支持最大的页表数是2的32次方=4294967296 (4B=32bit)，一个页的大小4K，那么4B大小的页表项，表示操作系统支持4294967296*4K = 16GB大的内存。

三、现在问题是页表占用一定的内存。

（一）现在假设有2GB（一定要小于16GB）内存。

1、那么它一共有2GB/4KB=512K个页，也就是说页表项有512K项，而每个页表项的大小4B，那么页表在内存中占用的大小是：512K*4B=2MB，意味着，只要2MB就可以表示512K个页（每个页是4KB，总内存大小是2G），它页表本身占用了2MB/4K=512个页。

2、这一题 就是问你1个页可以表示多少个页表项，4KB/4B=1024个页表项。页面大小与页表项没有绝对的关系，但它们有这样关系：

（二）页面大小 * 2 ^(页表项大小)=操作系统最大支持内存大小（虚拟内存）

1、本题是 4K * 2^(4B) = 16GB

2、页表占用内存 = 操作系统内存/页面大小 * 页表项大小，本题是,假设操作系统内存为2GB。 2GB/4KB*4B = 2MB
3、页表占用的页数是=页表占用内存/页面大小，这题同上假设2MB/4K=512个页。

(9)页目录和页表扩展阅读

一、地址结构

1、逻辑地址：CPU所生成的地址。CPU产生的逻辑地址被分为 :p （页号） 它包含每个页在物理内存中的基址，用来作为页表的索引；d （页偏移），同基址相结合，用来确定送入内存设备的物理内存地址。

2、物理地址：内存单元所看到的地址。逻辑地址空间为2^m，且页大小为2^n，那么逻辑地址的高m－n位表示页号，低n位表示页偏移。

3、逻辑地址空间:由程序所生成的所有逻辑地址的集合。

4、物理地址空间:与逻辑地址相对应的内存中所有物理地址的集合,用户程序看不见真正的物理地址。

5、注：用户只生成逻辑地址，且认为进程的地址空间为0到max。物理地址范围从R+0到R+max，R为基地址,地址映射－将程序地址空间中使用的逻辑地址变换成内存中的物理地址的过程。由内存管理单元（MMU）来完成。

6、分页逻辑地址 =P(页号).d(页内位移)

7、分页物理地址=f(页帧号).d(同上)

8、P = 线性逻辑地址/页面大小

9、d= 线性逻辑地址-P*页面大小

二、基本分页存储管理方式

用固定大小的页(Page)来描述逻辑地址空间，用相同大小的页框(Frame)来描述物理内存空间，由操作系统实现从逻辑页到物理页框的页面映射，同时负责对所有页的管理和进程运行的控制。

三、分级页表

1、一个32位逻辑地址空间的计算机系统，页大小为4KB，那么页表有一百万条目。假设每个条目占4B，则需要4MB物理地址空间来存储页表本身。利用多级页表，可以减少页表所占用的空间。

2、一个逻辑地址(32位系统，页大小 4K) 可以被分为 :一个20位的页号 +一个12位的偏移。如果对页表进行再分页，那么页号分解为:一个10位的页号 +一个10位的偏移。因此，一个逻辑地址表示如下 :p1 是用来访问外部页表的索引, p2 是外部页表的页偏移。