X86分页机制

今天重温Linux中的分页机制时的笔记。

分页机制中三个重要的寄存器：CR0，CR2，CR3；

CR0：中寄存器的第31位表示芯片上的分页部件允不允许工作，即允不允许分页。

CR2:是缺页线性地址寄存器，保存最后一次出现缺页的全32位线性地址。

CR3：是页目录基址寄存器，保存页目录的物理地址，页目录总是放在以4KB为单位的存储器边界上。因此，低12位为0，不起作用，即使写上内容，也不会被理会。

物 理页和虚拟页面大小都是4KB。页表是把线性地址映射到物理地址的一种数据结构，包括：页面物理地址和页的属性（是否在内存中，是否可读或可写）因为页面 大小是4KB，所以物理页面的基址的低12位为0，这12位就用来表示页面的属性，这样一个页表项就是32位，4G空间要分为1M个页面（1个4KB）， 这样就需要4M空间来存放页表，而且要求是连续的，这样是不能接受的，所以采用二级页表的方法，即为页表再建立一个页表，称之为页目录。

　　一个线性地址为32位，高10位是页目录中的索引，对于每个进程都保存着页目录的物理基地址，切换该进程时，即把这个值赋到CR3中。用这个值加上高10位乘以4得到页表基地址（因为每个页目录项的大小也为4KB），这个基地址加上线性地址中间10位（即页表中存放的页号的地址），得到物理页面基地址，然后用物理页面的基址加上线性地址的后12位得到实际物理地址。

页表项结构：高20位表示物理基址，低12位表示页面属性（0位：present＝1表示已经装入内存；）

　页面高速缓存（cache）页表是放在内存中的，这使得CPU每次读取数据都要至少访问两次内存，从而大大降低了访问速度。为了提高速度，在IA32中 设置了一个记录最近存取页的高速缓存部件，它自动保留处理器最近使用的32项页表项，这样就覆盖了128KB的范围，先查缓存是否命中。

我们看一下虚拟地址到物理地址转换的时候操作系统是怎么执行的：

MMU由一个或一组芯片组成，其功能是把虚拟地址映射为物理地址，即进行地址转换！