详解Linux系统文件页表目录和Linux系统页表结构

两级页表如何实现地址转换：

(1) 按照地址结构将逻辑地址拆成三个部分。(2) 从PCB中读取页目录起始地址，再根据一级页号查页目录表，找到下一级页表在内存中存放位置。(3) 根据二级页号查表Linux 系统目录结构，找到最终想要访问的内存块号。(4) 结合页内偏移量得到物理地址。

虚拟存储技术

再解决了页必须连续存放的问题后，再看如何第二个问题：没有必要让整个页表常驻内存，因为进程一段时间内可能只需要访问某几个特定的页面。

解决方案：可以在需要访问页面时才把页面调入内存——虚拟存储技术（后面再说）。可以在页表中增加一个标示位，用于表示该页表是否已经调入内存。

应用

若采用多级页表机制，则各级页表的大小不能超过一个页面。

举例说明，某系统按字节编址，采用40位逻辑地址，页面大小为4KB，页表项大小为4B，假设采用纯页式存储，则要采用（）级页表，页内偏移量为（）位？

页面大小 = 4KB，按字节编址，因此页内偏移量为12位。

页号 = 40 - 12 = 28位。

页面大小 = 4KB，页表项大小 = 4B，则每个页面可存放1024个页表项。因此各级页表最多包含1024个页表项，需要10个二进制位才能映射到1024个页表项，因此每级页表对应的页号应为10位二进制。共28位的页号至少要分为3级。

1、 进程的4G 线性空间被划分成三个部分：进程空间（0-3G）、内核直接映射空间（3G – high_memory）、内核动态映射空间（VMALLOC_START - VMALLOC_END）

2、 三个空间使用同一张页目录表，通过 CR3 可找到此页目录表。但不同的空间在页目录表中页对应不同的项，因此互相不冲突

3、 内核初始化以后，根据实际物理内存的大小，计算出 high_memory、VMALLOC_START、VMALLOC_END 的值。并为“内核直接映射”空间建立好映射关系，所有的物理内存都可以通过此空间进行访问。

4、 “进程空间”和“内核动态映射空间”的映射关系是动态建立的（通过缺页异常）

假设在有三个线性地址 addr1, addr2, addr3 ，分别属于三个线性空间不同部分（0-3G、3G-high_memory、vmalloc_start-vmalloc_end），但是最终都映射到物理页面1：

1、 三个地址对应不同的页表和页表项

2、 但是页表项的高 20bit 肯定是1，表示物理页面的索引号是1

3、 同时，根据高 20 bit，可以从 mem_map[] 中找到对应的 struct page 结构，struct page 用于管理实际的物理页面（就是实际物理页面的物理地址了，到这里就不绕弯子了，顺便想到高速缓冲的匹配命中操作是用哈希表，换算出的要访问的实际物理地址拿到哈希表的输入计算一下哈希值，看看有没命中）（红线）

4、 从线性地址最终的，根据页目录表，页表，可以找到物理地址

5、 Struct page 和物理地址之间很容易互相转换

6、 从物理地址，可以很容易的反推出在内核直接映射空间的线性地址（蓝线）。要想得到在进程空间或者内核动态映射空间的对应的线性地址，则需要遍历相应的“虚存区间”链表。

关于页目录表：

1、 每个进程有一个属于自己的页目录表，可通过 CR3 寄存器找到

2、 而内核也有一个独立于其它进程的页目录表，保存在 swapper_pg_dir[] 数组中

3、 当进程切换的时候，只需要将新进程的页目录把地址加载到 CR3 寄存器中即可

4、 创建一个新进程的时候，需要为它分配一个 page，作为页目录表，并将 swapper_pg_dir[] 的高 256 项拷贝过来，低 768 项则清0

linux0.11版本，所有进程共享同一个页目录而各自使用不同的页表，该共享的页目录就放在物理地址最前面的4k

标题：Linux系统文件页表目录和页表结构(图文详解)

（编辑：威海站长网）

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