页表是否包含着进程中所有的页？
“页表是否包含着进程中所有的页？” 这个问题触及了操作系统内存管理的核心，尤其是在虚拟内存环境下。简单来说，答案是：页表并不直接包含进程中“所有”物理内存页的完整拷贝，它更像是一个精密的“地址翻译器”和“页面存在标记器”，指导着系统如何找到进程所需的内存内容。
为了深入理解这一点，我们需要先了解几个关键概念：
虚拟内存 (Virtual Memory): 这是现代操作系统的一个标志性技术。它允许每个进程拥有一个独立的、连续的地址空间（虚拟地址空间），这个空间的大小通常比实际物理内存要大得多。进程操作的是虚拟地址，而不是直接操作物理地址。
物理内存 (Physical Memory): 这是计算机实际拥有的内存芯片，也称为主存或RAM。
页 (Page): 为了方便管理，操作系统将虚拟地址空间和物理内存都划分为固定大小的块，这些块被称为“页”。虚拟内存的页被称为“虚拟页”（Virtual Pages, VPs），物理内存的页被称为“物理页”（Physical Pages, PPs）或“页框”（Page Frames）。
页表 (Page Table): 页表是操作系统为每个进程维护的一个数据结构。它的主要作用是将进程的虚拟地址映射到物理内存中的地址。本质上，页表是一个虚拟页号到物理页框号的映射表。
那么，页表到底“包含”了什么？
1. 虚拟页到物理页框的映射关系： 页表的核心功能是为进程中的每一个当前被使用的虚拟页提供一个对应的物理页框。当CPU要访问一个虚拟地址时，它会先通过页表查找该虚拟页对应的物理页框。
2. 页面状态信息： 除了映射关系，页表项（Page Table Entry, PTE）通常还包含一些重要的标志位，用来描述该虚拟页的状态，例如：
存在位 (Present Bit): 这个标志位至关重要。如果一个虚拟页的数据当前在物理内存中，那么对应页表项的“存在位”会被设置为1。如果这个虚拟页的数据不在物理内存中（例如被换出到磁盘），则“存在位”为0。
读/写权限位 (Read/Write Bits): 控制进程对该页的访问权限。
已访问位 (Accessed Bit): 标记该页是否被CPU访问过，常用于页面置换算法。
已修改位 (Dirty Bit): 标记该页在被加载到物理内存后是否被修改过。如果被修改过，并且需要被换出，那么需要先写回磁盘。
特权位 (Privilege Bit): 控制该页是否只能被内核访问。
为什么说页表不包含进程中“所有”的页（指所有物理内存页）？
这主要基于虚拟内存的“按需加载”和“页面置换”机制：
按需加载 (Demand Paging): 进程在启动时，并不是将所有代码和数据一次性全部加载到物理内存中。只有当CPU尝试访问一个尚未加载到物理内存的虚拟页时，才会触发一个“页错误”（Page Fault）。操作系统捕获到页错误后，会找到该虚拟页在磁盘上的位置（通常在交换分区或可执行文件本身），将其加载到物理内存中一个空闲的页框，更新页表项（设置存在位为1，并填写对应的物理页框号），然后恢复进程的执行。
因此，对于一个进程，只有当前正在使用或即将使用的虚拟页，其对应的页表项才会“存在位”为1，并且指向一个有效的物理页框。 那些长时间不被访问的虚拟页，即使是进程代码的一部分，其页表项的“存在位”也可能是0。
页面置换 (Page Replacement): 物理内存是有限的。当需要加载一个新的虚拟页，但物理内存已满时，操作系统就需要将一个当前在物理内存中的“不活跃”的虚拟页换出到磁盘，以便为新页腾出空间。当需要访问那个被换出的虚拟页时，会再次触发页错误，然后重新加载。
这意味着，即使一个虚拟页曾经在物理内存中，也可能因为长时间未被访问而被换出。这时，其页表项的“存在位”会被清零，不再指向物理内存。
那么，页表不就是进程代码/数据的一个“索引”吗？它怎么知道哪些页存在于内存，哪些不存在？
正是通过页表项中的“存在位”和其他标志位。当CPU访问一个虚拟地址时，硬件（MMU Memory Management Unit）会根据页表查找对应的页表项：
1. 查找页表： MMU根据虚拟地址中的虚拟页号，在进程的页表中找到对应的页表项。
2. 检查存在位： MMU会首先检查该页表项的“存在位”。
如果存在位是1： 表明该虚拟页当前在物理内存中。MMU接着会使用页表项中记录的物理页框号，与虚拟地址中的页内偏移结合，计算出最终的物理地址，然后进行内存访问。
如果存在位是0： 表明该虚拟页不在物理内存中（可能在磁盘上，也可能尚未分配）。此时，MMU会触发一个页错误（Page Fault）给操作系统。操作系统介入处理，找到该虚拟页的数据，加载到物理内存，更新页表项（设置存在位为1，填入物理页框号等信息），然后让CPU重新执行引起页错误的指令。
总结一下：
页表是进程虚拟地址空间和物理内存页框之间的一座桥梁。它为进程中当前被映射到物理内存的那些虚拟页提供了地址转换和状态信息。它并不预先包含进程所有虚拟页在物理内存中的拷贝，而是通过“存在位”来动态指示哪些虚拟页是“活跃”的，并且在物理内存中有一个对应的物理页框。当进程的某个虚拟页不再被使用（或被换出），其页表项的“存在位”就会被清零，表明它目前并不占用物理内存页框。
因此，更准确地说，页表是用来管理和跟踪进程虚拟页在物理内存中的存在状态和映射关系的动态结构，而不是静态地存储所有页面的副本。它是一个精密的指示器，引导着操作系统和硬件高效地管理和访问有限的物理内存资源。
为了深入理解这一点，我们需要先了解几个关键概念：
虚拟内存 (Virtual Memory): 这是现代操作系统的一个标志性技术。它允许每个进程拥有一个独立的、连续的地址空间（虚拟地址空间），这个空间的大小通常比实际物理内存要大得多。进程操作的是虚拟地址，而不是直接操作物理地址。
物理内存 (Physical Memory): 这是计算机实际拥有的内存芯片，也称为主存或RAM。
页 (Page): 为了方便管理，操作系统将虚拟地址空间和物理内存都划分为固定大小的块，这些块被称为“页”。虚拟内存的页被称为“虚拟页”（Virtual Pages, VPs），物理内存的页被称为“物理页”（Physical Pages, PPs）或“页框”（Page Frames）。
页表 (Page Table): 页表是操作系统为每个进程维护的一个数据结构。它的主要作用是将进程的虚拟地址映射到物理内存中的地址。本质上，页表是一个虚拟页号到物理页框号的映射表。
那么，页表到底“包含”了什么？
1. 虚拟页到物理页框的映射关系： 页表的核心功能是为进程中的每一个当前被使用的虚拟页提供一个对应的物理页框。当CPU要访问一个虚拟地址时，它会先通过页表查找该虚拟页对应的物理页框。
2. 页面状态信息： 除了映射关系，页表项（Page Table Entry, PTE）通常还包含一些重要的标志位，用来描述该虚拟页的状态，例如：
存在位 (Present Bit): 这个标志位至关重要。如果一个虚拟页的数据当前在物理内存中，那么对应页表项的“存在位”会被设置为1。如果这个虚拟页的数据不在物理内存中（例如被换出到磁盘），则“存在位”为0。
读/写权限位 (Read/Write Bits): 控制进程对该页的访问权限。
已访问位 (Accessed Bit): 标记该页是否被CPU访问过，常用于页面置换算法。
已修改位 (Dirty Bit): 标记该页在被加载到物理内存后是否被修改过。如果被修改过，并且需要被换出，那么需要先写回磁盘。
特权位 (Privilege Bit): 控制该页是否只能被内核访问。
为什么说页表不包含进程中“所有”的页（指所有物理内存页）？
这主要基于虚拟内存的“按需加载”和“页面置换”机制：
按需加载 (Demand Paging): 进程在启动时，并不是将所有代码和数据一次性全部加载到物理内存中。只有当CPU尝试访问一个尚未加载到物理内存的虚拟页时，才会触发一个“页错误”（Page Fault）。操作系统捕获到页错误后，会找到该虚拟页在磁盘上的位置（通常在交换分区或可执行文件本身），将其加载到物理内存中一个空闲的页框，更新页表项（设置存在位为1，并填写对应的物理页框号），然后恢复进程的执行。
因此，对于一个进程，只有当前正在使用或即将使用的虚拟页，其对应的页表项才会“存在位”为1，并且指向一个有效的物理页框。 那些长时间不被访问的虚拟页，即使是进程代码的一部分，其页表项的“存在位”也可能是0。
页面置换 (Page Replacement): 物理内存是有限的。当需要加载一个新的虚拟页，但物理内存已满时，操作系统就需要将一个当前在物理内存中的“不活跃”的虚拟页换出到磁盘，以便为新页腾出空间。当需要访问那个被换出的虚拟页时，会再次触发页错误，然后重新加载。
这意味着，即使一个虚拟页曾经在物理内存中，也可能因为长时间未被访问而被换出。这时，其页表项的“存在位”会被清零，不再指向物理内存。
那么，页表不就是进程代码/数据的一个“索引”吗？它怎么知道哪些页存在于内存，哪些不存在？
正是通过页表项中的“存在位”和其他标志位。当CPU访问一个虚拟地址时，硬件（MMU Memory Management Unit）会根据页表查找对应的页表项：
1. 查找页表： MMU根据虚拟地址中的虚拟页号，在进程的页表中找到对应的页表项。
2. 检查存在位： MMU会首先检查该页表项的“存在位”。
如果存在位是1： 表明该虚拟页当前在物理内存中。MMU接着会使用页表项中记录的物理页框号，与虚拟地址中的页内偏移结合，计算出最终的物理地址，然后进行内存访问。
如果存在位是0： 表明该虚拟页不在物理内存中（可能在磁盘上，也可能尚未分配）。此时，MMU会触发一个页错误（Page Fault）给操作系统。操作系统介入处理，找到该虚拟页的数据，加载到物理内存，更新页表项（设置存在位为1，填入物理页框号等信息），然后让CPU重新执行引起页错误的指令。
总结一下：
页表是进程虚拟地址空间和物理内存页框之间的一座桥梁。它为进程中当前被映射到物理内存的那些虚拟页提供了地址转换和状态信息。它并不预先包含进程所有虚拟页在物理内存中的拷贝，而是通过“存在位”来动态指示哪些虚拟页是“活跃”的，并且在物理内存中有一个对应的物理页框。当进程的某个虚拟页不再被使用（或被换出），其页表项的“存在位”就会被清零，表明它目前并不占用物理内存页框。
因此，更准确地说，页表是用来管理和跟踪进程虚拟页在物理内存中的存在状态和映射关系的动态结构，而不是静态地存储所有页面的副本。它是一个精密的指示器，引导着操作系统和硬件高效地管理和访问有限的物理内存资源。
网友意见
页表是包含进程中的所有页，这里的所有页未必是真的可用的。
比如内核地址空间的页，在用户态就是未必可用的。
通过malloc之类申请的特别大的内存，如果操作系统没有预分配的话，可能在页表上就没有对应的物理地址，只有首次访问时才会触发分配。
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