保护模式及其编程——分页机制

摘要：分页机制是实现虚拟存储的关键，但是它的实现比较简单。传统的页都是4K大小，当然，在最近的内核中，分页机制因为一些原因而比较繁琐。在这里，我们仅仅浅谈最简单的分页机制，在其他的文章中，我们将讲解现代新linux内核中的分页机制。

我们通过设置cr0的PG位来开启分页机制。页大小是4K，并且是4K对齐的。线性地址到物理地址的转换中，可能某些线性地址是无效的。如果某个线性地址对应的页不存在，那么访问的时候将产生一个异常。分页和分段最大的不同就是分页是固定大小的。为了减少地址转化需要的总线周期数量，我们使用TLB缓存最近使用的页表。

        
 1.页表结构       
      
 1.1两级页表结构       
         页表中，每项的大小是32b，其中20b用来存放页面的物理地址，12b用于存放属性信息。

页表含有1M个表项，每项4B.第一级表是页目录，存放在1页4k页面中，含有1K个表项。第二级是页表，也是1K个表项。二级页表的查找过程如下图

        
  
            
 1.2.不存在的页表       
         页目录表的每个表项都有一个present属性，这个属性可以节省存放页表所需要的空间。另外，这个属性还可以用于在虚拟内存中存放二级页表。这意味着，任何时候只有部分二级页表在物理内存中，其余可以保存在磁盘上。

        
 2.页表项格式       
         
页表项格式如下图：


        
  
             

其中属性位包含如下信息：
P——b0，存在位标志
R/W——b1，读写位标志
U/S——b2，用户/超级用户标志
A——b5，已经访问标志
D——b6，脏位标志
AVL——保留字段      

G:第8b，表示全局页      

保护模式是否开启，取决于cr0的第0位PG。      

有关数据结构;一个页表或者页目录项大小是4B；而开启分页机制以后，存储单元变成了页（不存在说，一部分存储开启了分页机制，另外一部分没有开启分页机制（除非这部分不能通过操作系统访问到））。所以，一个页上含有1024个页表项；一个页目录，对应1K*4K=4M的空间；一个程序有4G的线性地址空间，正好需要1K个页目录来存储，它占用的页表是4M.      

另外，页表和页目录表都表项都是32b的，其中地址对应的是20b（第12b清零）。      

当页目录或者页表项被修改的时候，对应TLB中的项目也就失效了；当cr3重新加载的时候，所有的TLB都失效了（G标志为1的除外）      

因为页目录基地址是4K对齐的，所以CR3中仅用20b来存储它的基地址。