一.页表结构 分页转换功能由驻留在内存中的表来描述,该表称为页表(page table),存放在物理地址空间中.页表可看做简单的220个物理地址数组.线性到物理地址的映射功能可以简单地看做进行数组查找.线性地址的高20位构成这个数组的索引值,用于选择对应页面的物理(基)地址.线性地址的低12位给出了页面中的偏移量,加上页面的基地址最终形成对应的物理地址.由于页面基地址对齐在4K边界上,因此页面基地址的低12位肯定是0.这意味着高20位的页面基地址和12位偏移量连接组合在一起就能得到对应的物理地址

;开始创建页目录项(PDE) .create_pde: ; 创建Page Directory Entry mov eax, PAGE_DIR_TABLE_POS ; PAGE_DIR_TABLE_POS = 0x100000 add eax, 0x1000 ; 此时eax为第一个页表的位置及属性 mov ebx, eax ; 此处为ebx赋值,是为.create_pte做准备,ebx为基址. ; 下面将页目录项0和0xc00都存为第一个页表的地址, ; 一个页表可表示4MB内存,这样0xc03f

作 者:道哥,10+年嵌入式开发老兵,专注于:C/C++.嵌入式.Linux. 关注下方公众号,回复[书籍],获取 Linux.嵌入式领域经典书籍:回复[PDF],获取所有原创文章( PDF 格式). [IOT物联网小镇] 目录 目录 页表的拆分过程 页目录结构 几个相关的寄存器 加载用户程序时: 页目录.页表的分配和填充过程 线性地址到物理地址的查找.计算实例 在x86系统中,为了能够更加充分.灵活的使用物理内存,把物理内存按照4KB的单位进行分页. 然后通过中间的映射表,把连续的虚拟内存空间

内核知识第八讲,PDE,PTE,页目录表,页表的内存管理 一丶查看GDT表. 我们通过WinDbg + 虚拟机可以进行双机调试.调试一下看下GDT表 我们知道,GDT表中.存储的是存储段信息. 保存了一系列的段和内存的属性. 但是微软并没有使用. 我们可以通过ring3的段寄存器. 当作GDT表的下标.进行查表. 查询GDT表. 例如我们用OD随便打开一个ring3的exe,然后看下段和虚拟地址.: 虚拟地址: 0040256f  段选择子: cs:1B 那么此时段选择字当下表.虚拟地址当作偏移

1.前言 本文主要是对Microsoft Extensible Firmware Initiative FAT32 File System Specification中文翻译版的学习笔记. 每个FAT文件系统基本区域由4部分组成,这些基本区域按如下顺序排列: 对于FAT32典型区域分布如下: 本节主要介绍文件和目录数据区长目录项 2.长目录项 长目录项就是拥有如下普通属性的短目录项 3.长目录项结构 4.长短目录项的组织和联结 (1)由于早期的MS-DOS/Windows系统中,只有短目录是可见

1.前言 本文主要是对Microsoft Extensible Firmware Initiative FAT32 File System Specification中文翻译版的学习笔记. 每个FAT文件系统基本区域由4部分组成,这些基本区域按如下顺序排列: 对于FAT32典型区域分布如下: 本节主要介绍根目录区的内容 2.根目录区 (1)FAT目录是由32Bytes的线性表构成的“文件” (2)根目录是一个特殊的目录,存在每一个FAT卷中 (3)对于FAT12/FAT16: -根目录存储在磁盘

对于Unix系列的操作系统,大多都有v节点.但是对于linux来说,只有通用的i节点,却没有v节点. 下面来探讨一下,linux下的i节点. linux中,文件查找不是通过文件名称来查找的.实际上是通过i节点来实现文件的查找定位的.我们可以形象的将i节点看做是一个指针fip.当文件存储到磁盘上去的时候,文件肯定会存放到一个磁盘位置上,可以这样想象,既然文件数据是存放在磁盘上的,如果我们知道这个文件数据的地址,当我们想要读写文件的时候,我们是不是直接使用这个地址去找到文件就可以了呢? 是的,lin

根据当前CR3寄存器内容,读取对应物理内存中的页目录页,并进行解析 1: void dumpPageDirectoryEntry(u32 entry) 2: { 3: u8 present; 4: u8 read_write; 5: u8 user_supervisor; 6: u8 accessed; 7: u8 dirty; 8:  9: u32 pageTableAddr; 10:  11: present = entry & 0x00000001; 12: read_write = (e

一.页目录和槽 接上一篇,现在知道记录在页中按照主键大小顺序串成了单链表. 那么我使用主键查询的时候,最顺其自然的办法肯定是从第一条记录,也就是 Infrimum 记录开始,一直向后找,只要存在总会找到.这种在数据量少的时候还好说,一旦数据多了,遍历耗时一定非常长. 于是,作者又想到了一个好办法,灵感来自于书本中的目录.我们翻书的时候想查找一些内容,就会去查看目录,然后直接确定好内容所在的页码. 那么对于 InnoDB 来说,过程如下: 将所有正常的记录划分为几个组,这里包括那 2 条虚拟记录,

最近学校里开始要求写论文了,其中有个目录中的页码都不是从第一页开始的,毕竟前面还有封面.中英文摘要.目录等,所以正文内容就不是从第一页开始的了,但是很多的书上所有正文都是从第一页开始的,我的论文如何才能使目录是显示的从第一页开始呢? 第一章 绪论........................61.1 选题来源 ......................61.2 开发背景 ......................7 从网上查了点资料,解决方法如下: 在正文的第一页的第一个字符前,然后插入一

无法获得目录列表 如图所示,使用百度云虚拟机时,FTP连接服务器,出现错提示,官方给出的说法是使用其他的FTP进行连接,但是之前成功连接过,查找资料后说是打开过png,mp3等媒体文件,切换路径时出错导致的.     所以解决方法就是 在登录时,将数据清除掉,清理所有文件,再次打开winscp即可解决:

package main import ( "fmt" "os") func main() { //目录的操作 fmt.Println("请输入文件目录:") var path string fmt.Scan(&path) //打开目录 f, err := os.OpenFile(path, os.O_RDONLY, os.ModeDir) if err != nil { fmt.Println("打开目录失败:",

[版权所有,转载请注明出处.出处:http://www.cnblogs.com/joey-hua/p/5598451.html ] 在上一篇的fork函数中,首先一上来就调用get_free_page为新任务的数据结构申请一页内存,在memory.c中: /* * 获取首个(实际上是最后1 个:-)空闲页面,并标记为已使用.如果没有空闲页面, * 就返回0. */ //// 取空闲页面.如果已经没有可用内存了,则返回0. // 输入:%1(ax=0) - 0:%2(LOW_MEM):%3(cx=

这里只谈分页管理的机制,也是目前最重要的内存管理机制. 最初的设计想法: 结构图如下: 页的尺寸是4KB,虚拟地址的前20位用于指定一个物理页,后12位用于访问页内偏移. 页表项的结构: 各个位的含义: P--位0是存在(Present)标志,用于指明表项对地址转换是否有效.P=1表示有效:P=0表示无效.在页转换过程中,如果说涉及的页目录或页表的表项无效,则会导致一个异常.如果P=0,那么除表示表项无效外,其余位可供程序自由使用,如图4-18b所示.例如,操作系统可以使用这些位来保存已存储在磁

一.概念物理地址(physical address)用于内存芯片级的单元寻址,与处理器和CPU连接的地址总线相对应.——这个概念应该是这几个概念中最好理解的一个,但是值得一提的是,虽然可以直接把物理地址理解成插在机器上那根内存本身,把内存看成一个从0字节一直到最大空量逐字节的编号的大数组,然后把这个数组叫做物理地址,但是事实上,这只是一个硬件提供给软件的抽像,内存的寻址方式并不是这样.所以,说它是“与地址总线相对应”,是更贴切一些,不过抛开对物理内存寻址方式的考虑,直接把物理地址与物理的内存一一

page_pde_offset = (__PAGE_OFFSET >> 20); /* __PAGE_OFFSET是0xc0000000,page_pde_offset = 3072 = 0xc00,是页目录中的偏移 */ 36 37 movl $(pg0 - __PAGE_OFFSET), %edi /* 将pg0对应的物理地址送到edi */ 38 movl $(swapper_pg_dir - __PAGE_OFFSET), %edx /* 将swapper_pg_dir(存放临时页全局

本文主要内容:1.基本概念:物理内存.虚拟内存:物理地址.虚拟地址.逻辑地址:页目录,页表2.Windows内存管理3.CPU段式内存管理4.CPU页式内存管理 一.基本概念1. 两个内存概念物理内存:人尽皆知,就是插在主板上的内存条.他是固定的,内存条的容量多大,物理内存就有多大(集成显卡系统除外).但是如果程序运行很多或者程序本身很大的话,就会导致大量的物理内存占用,甚至导致物理内存消耗殆尽.虚拟内存:简明的说,虚拟内存就是在硬盘上划分一块页面文件,充当内存.当程序在运行时,有一部分资源还没

三种不同的内存地址 逻辑地址(logical address)包含在linux实际指令中的地址,即分段式地址,是对应的硬件平台段式管理转换前地址由16位的段选择符(segment selector)和32位的偏移量组成. 线性地址(linear address)(虚拟地址(virtual address))是一个32位无符号整数,可以表示4G的地址,值范围从0x00000000-0xffffffff.线性地址则对应了硬件页式内存的转换前地址. 物理地址(physical address)用32位

fork()是linux的系统调用函数sys_fork()的提供给用户的接口函数,fork()函数会实现对中断int 0x80的调用过程并把调用结果返回给用户程序. fork()的函数定义是在init/main.c中(这一点我感到奇怪,因为大多数系统调用的接口函数都会单独封装成一个.c文件,然后在里面进行嵌入汇编展开执行int 0x80中断从而执行相应的系统调用,如/lib/close.c中: #define __LIBRARY__ #include <unistd.h> _syscall1(

一.概念 物理地址(physical address)用于内存芯片级的单元寻址,与处理器和CPU连接的地址总线相对应.——这个概念应该是这几个概念中最好理解的一个,但是值得一提的是,虽然可以直接把物理地址理解成插在机器上那根内存本身,把内存看成一个从0字节一直到最大空量逐字节的编号的大数组,然后把这个数组叫做物理地址,但是事实上,这只是一个硬件提供给软件的抽像,内存的寻址方式并不是这样.所以,说它是“与地址总线相对应”,是更贴切一些,不过抛开对物理内存寻址方式的考虑,直接把物理地址与物理的内存一

1 页式管理 1.1 分段机制存在的问题 分段,是指将程序所需要的内存空间大小的虚拟空间,通过映射机制映射到某个物理地址空间(映射的操作由硬件完成).分段映射机制解决了之前操作系统存在的两个问题: 地址空间没有隔离 程序运行的地址不确定 不过分段方法存在一个严重的问题:内存的使用效率低. 分段的内存映射单位是整个程序:如果内存不足,被换入换出到磁盘的空间都是整个程序的所需空间,这会造成大量的磁盘访问操作,并且严重降低了运行速度. 事实上,很多时候程序运行所需要的数据只是很小的一部分,加入到内存的