linux内存管理-分页机制

          分段机制将逻辑地址转换成线性地址后，还需要借助分页机制，将线性地址转换为物理地址；
   内存分页管理机制的基本原理是将整个线性内存区域划分成4KB为单位的内存页面；
   32位处理器可以支持的寻址空间为2^32 =4GB，以4KB作为一个页，称为page或者page frame(页框);
那么4GB的空间，总共就有4G/4K =1M个页面，每个页面属性需要4字节，整个页表所占空间就需要4MB；
访问物理内存前，首先要通过页表找到线性地址对应的物理地址，因此页表需要常驻内存，这样比较耗费
内存空间，尤其是对于内存资源紧张的嵌入式系统；因此将一级页表分成了两级页表，可理解为二维数组；
第一级页表称为页目录(page directory),每个元素代表一个页表(page table entry)，每个元素4字节，总共1K个页表项,
占用一个page(4*1K);
每个页表也是由1K个页面属性构成，每个页面属性4字节，页面属性里面包含了页面的物理地址以及页面的属性信息；

两级页表结构总共就有1K*1K=1M个页面，可定义为PT[a][b]，a=b=2^10;

页目录项

页目录项结构第31~12位是20位页表地址，由于页表地址的低12位总为0，所以用高20位指出32位页表地址就可以了。因此，一个页目录最多包含1024个页表地址。
第0位是存在位，如果P=1，表示页表地址指向的该页在内存中，如果P=0，表示不在内存中。
第1位是读/写位，第2位是用户/管理员位，这两位为页目录项提供硬件保护。当特权级为3的进程要想访问页面时，需要通过页保护检查，而特权级为0的进程就可以绕过页保护。
第3位是PWT（Page Write-Through）位，表示是否采用写透方式，写透方式就是既写内存（RAM）也写高速缓存,该位为1表示采用写透方式
第4位是PCD（Page Cache Disable）位，表示是否启用高速缓存,该位为1表示启用高速缓存。
第5位是访问位，当对页目录项进行访问时，A位=1。
第7位是Page Size标志，只适用于页目录项。如果置为1，页目录项指的是4MB的页面，请看后面的扩展分页。
第9~11位由操作系统专用，Linux也没有做特殊之用。

页面项

页面项结构
80386的每个页目录项指向一个页表，页表最多含有1024个页面项，每项4个字节，包含页面的起始地址和有关该页面的信息。页面的起始地址也是4K的整数倍，所以页面的低12位也留作它用。
第31~12位是20位物理页面地址，除第6位外第0～5位及9~11位的用途和页目录项一样，第6位是页面项独有的，当对涉及的页面进行写操作时，D位被置1。
4GB的内存只有一个页目录，它最多有1024个页目录项，每个页目录项又含有1024个页面项，因此，内存一共可以分成1024×1024=1M个页面。由于每个页面为4K个字节，所以，存储器的大小正好最多为4GB。

    
线性地址转换过程：
第一级的页表，常驻内存，占1个page；32位线性地址，高10位(即位31~位22)用来表示一维数组的索引；计算之后获得第二级页表；再利用32位线性地址的中间10位(即位21~位12),获取二级页表具体某项页面属性；
该页面属性中即含有页面对应的物理地址的起始地址paddress；32位线性地址的最后12位代表了物理页面的偏移值offset，
paddress+offset 即可得到最终的物理地址；

过程如图：

    

      为了支持64位系统的分页管理，linux采用了统一的分页管理模型：

Linux分页模型

• 页全局目录
• 页顶级目录
• 页中间目录
• 页表

32位系统中可以将页顶级目录跟页中间目录置为0, 这样实际使用的就是二级页表；

64位系统可以根据需要采用三级或者四级页表管理；