多级分页如何节省内存？答案

【问题标题】：How does multilevel paging save memory?多级分页如何节省内存？
【发布时间】：2016-01-20 10:31:55
【问题描述】：

我对多级分页方案的概念感到困惑。

假设一个 32 位虚拟地址和一页是 4 KiB，那么我将有 2²⁰ 个页面/页表条目。
假设一个页表条目的大小为 4 字节，因此页表的大小为 2²⁰ * 4 字节。

如果我把虚拟地址分成10 | 10 | 12，那么我的理解是：

我有一个页表目录，它以虚拟地址的最高10位为索引，所以它有2¹⁰个条目，指向2¹⁰个不同页表（即第 2^nd 级）。
每个第 2^nd 级表又可以按（中间）10 位索引，相应的条目将保存实际的页框号。

我的问题是：

这完全正确吗？
页目录大小和页表大小一样吗？
多级分页方案如何节省内存？

【问题讨论】：

stackoverflow.com/questions/18431261/how-does-x86-paging-work/…

标签： x86 operating-system paging virtual-address-space

【解决方案1】：

是的，这一切都正确。如果只有一级页表和每个条目 4 个字节，页表将有

4 GiB (maximal physical address space) / 4 KiB (size of one page frame) * 4 Bytes = 4 MiB

访问物理地址就像

(page table entry)->(offset)

为了减小这个大页表的大小，采用了多级分页方案，将大小减小到

2^10 Bytes * 4 + 2^10 Bytes * 4 = 8 KiB

并将虚拟地址的解析更改为物理地址

(page directory entry)->(page table entry)->(offset)

这节省了一些字节（4 MiB - 8 KiB），但有一个缺点：需要一个额外的内存引用才能将虚拟地址转换为物理地址。在这里，TLB（翻译后备缓冲区）开始发挥作用。它是一个（与 L1 缓存相比）小型缓存，用于存储虚拟地址与硬件中物理地址的关联。这里使用了特殊的硬件，类似于哈希表（C++ 标准库中的std::unordered_map），不同之处在于它是在硬件中实现的，因此速度更快。

这是 x86 架构中采用的默认 32 位分页方案。 x86-64、PSE、PAE，通过更多级别的页表、更大的页面大小（2 MiB、4 MiB 甚至 1 GiB）和更大的物理地址空间（最多 64 GiB）稍微改变了机制与PAE），导致更多级别的页表。 x86-64 的虚拟地址大小为 48 位，导致每个进程有一个巨大的地址空间（几个 TiB）。

请注意页面和页框之间的区别。页面是数据，页框是物理内存中页面映射的区域。有系统，page's size = x * page frame's size，x > 1。

【讨论】：

感谢您的快速响应！第一级页面目录将有 2^10 个条目指向一对一的第二级页面，对吗？即 2^10 个二级页面！所以总大小应该是 (2^10 bytes * 4(page directory size) + 2^10(number of possible 2nd level tables) * 2^10 Bytes * 4(size of each 2nd level table)) ？请更正。
@ashish 部分正确。页表的大小由页目录的大小 + 页表的大小组成，在默认的 x86 设置上产生 8 KiB。不是再次乘以 2^10 字节。
我同意你的观点。但从逻辑上讲，如果您认为内存中存在的二级表的数量等于页面目录中的条目数。认为我在页面目录中有 2 个条目用于 2 个差异进程。每个条目指向 2 个不同大小的页表。所以大小将是页面目录的大小 + 每个页表的大小（即 2）。
@ashish 如果您有最喜欢的答案，请接受它，以便将此问题标记为已解决。
@ashish 我认为您的陈述“认为我在页面目录中有 2 个条目用于 2 个差异进程”是错误的。不同的进程都有自己的页目录，经过一番研究，我了解到多级分页可以节省内存，因为它不会为每个页表分配内存，它仅在需要时为页表分配内存。进程通常不使用整个地址空间，因此分配内存来映射未使用的虚拟地址（单级分页的情况）是一种过度杀伤力。多级分页通过仅映射使用的虚拟地址来节省内存。