的分页机制

4.1.2　I386的分页机制

分页机制是在段机制之后进行的，它进一步将线性地址转换为物理地址。I386使用4K字节大小的页，且每页的起始地址都被4K整除。因此，I386把4GB字节线性地址空间划分为1M个页面，采用了两级表结构。

两级表的第一级表称为页目录，存储在一个4K字节的页中，页目录表共有1K个表项，每个表项为4个字节，线性地址最高的10位（22～31）用来产生第一级表索引，由该索引得到的表项中的内容定位了二级表中的一个表的地址，即下级页表所在的内存块号。

第二级表称为页表，存储在一个4K字节页中，它包含了1K字节的表项，每个表项包含了一个页的物理地址。二级页表由线性地址的中间10位（12～21）位进行索引，定位页表表项，获得页的物理地址。页物理地址的高20位与线性地址的低12位形成最后的物理地址。

分页单元负责将线性地址转换成物理地址。线性地址会被分组成页的形式。这些线性地址实际上都是连续的——分页单元将这些连续的内存映射成对应的连续物理地址范围（称为页框）。注意，分页单元会直观地将RAM划分成固定大小的页框。

将这些页映射成页框的数据结构称为页表(page table)。页表存储在主存储器中，可由内核在启用分页单元之前对其进行恰当的初始化。图4-2显示了页表。

图4-2　页表将页转换成页框

在Linux中，分页单元的使用多于分段单元。前面介绍Linux分段模型时已提到，每个分段描述符都使用相同的地址集进行线性寻址，从而尽可能降低使用分段单元将逻辑地址转换成线性地址的需要。通过更多地使用分页单元而非分段单元，Linux可以极大地促进内存管理及其在不同硬件平台之间的可移植性。

下面介绍用于在I386架构中指定分页的字段，这些字段有助于在Linux中实现分页功能。分页单元进入作为分段单元输出结果的线性字段，然后进一步将其划分成以下3个字段：

Page Directory：以10MSB表示（Most Significant Bit，也就是二进制数字中值最大位的位置——MSB有时称为最左位）。

Page Table：以中间的10位表示。

Offset：以12LSB表示。（Least Significant Bit，也就是二进制整数中给定单元值的位的位置，即确定这个数字是奇数还是偶数。LSB有时称为最右位。这与数字权重最轻的数字类似，它是最右边位置处的数字。）

线性地址到对应物理位置的转换的过程包含两个步骤。第一步使用了一个称为页目录(Page Directory) 的转换表（从页目录转换成页表），第二步使用了一个称为页表(Page Table)的转换表（即页表加偏移量再加页框）。图4-3显示了此过程。

开始时，首先将页目录的物理地址加载到CR3寄存器中。线性地址中的Directory字段确定页目录中指向恰当的页表条目。Table字段中的地址确定包含页的页框物理地址所在页表中的条目。Offset字段确定了页框中的相对位置。由于Offset字段为12位，因此每个页中都包含有4KB数据。

物理地址的计算：

CR3 + Page Directory (10 MSB)=指向table_base

table_base + Page Table (10 中间位)=指向page_base

page_base + Offset=物理地址(获得页框)

由于Page Directory字段和Page Table段都是10位，因此其可寻址上限为1024*1024 KB，Offset可寻址的范围最大为2^12（4096字节）。因此，页目录的可寻址上限为1024*1024*4096（等于2^32个内存单元，即4GB）。因此在I386架构上，总可寻址上限是4GB。

图4-3　分页字段

为了支持大内存区域，Linux也采用了这种三级分页机制。在不需要为大内存区域时，即可将pmd定义成“1”，返回两级分页机制，在I386架构中，Linux引入了两级页表机制。