上一篇文章學習了：保護模式九：段頁式內存管理機制概述

本篇文章接著學習以下內容：

• 頁目錄概念
• 頁表概念
• 頁目錄、頁表與頁之間的關系
• 虛擬地址（線性地址）到物理地址的具體變換過程。

1、頁目錄、頁表和頁的對應關系

第一個支持分頁式內存管理的是Intel80386處理器。

我們知道，在上一篇文章學習的頁映射表，是一個具有1048576個頁表項的一維表格。又因為每個表項占4字節，所以，映射表的大小是4MB。是的，它很大！！！

為了解決這個占用內存過大的頁映射表，分頁機制采用了層次化的分頁結構。具體實際上就是不采用單一的頁映射表，而是將一個巨大的頁映射表分成兩個層次。如下圖：

如上圖，我們可以讓一個頁目錄指向1024個頁表。然后讓這1024個頁表中的頁表項再指向所對應的物理內存空間的具體頁。

• 每個頁表可以指向1024個頁，因為每個頁表項是4字節的，所以每個頁表的大小是4KB，剛好是一個頁面的大小。
• 頁目錄可以指向1024個頁表，同樣也是4KB，剛好是一個頁面的大小。
• 因為頁目錄和頁表都剛好是一個頁面的大小，所以頁目錄和頁表都可以被當成普通的頁存放于物理內存的頁中。
• 注意，頁在頁表內的分布是隨機的。老任務不停的關閉，新任務不停的開始，頁面的回收和再分配沒有什么規律可言。

以上的層次化結構是每個任務都有的。或者說，每個任務都有自己的頁目錄，頁表。

如下圖，在處理器內部有一個控制寄存器CR3，存放著當前任務頁目錄的物理地址。故又叫做頁目錄基址寄存器（PDBR）。

每個任務都有自己的任務狀態段TSS。它是任務的標志性結構，存放了和任務相關的各種數據，其中就包括CR3寄存器域，存放了任務自己的頁目錄物理地址。

當任務切換時，處理器切換到新任務執行，而CR3寄存器的內容也要被更新，以指向新任務的頁目錄地址。相應的頁目錄又指向一個個頁表，這就使得每個任務都只在自己的地址空間內運行。

從上圖中可以看出，頁目錄和頁表也是普通的物理頁，混跡于全部的物理頁中。它們和普通的頁的唯一不同就是功能不同。當任務撤銷后，它們和任務所占用的普通物理頁一樣會被回收，并分配給其他任務。

下面我們看一下在多任務環境下，頁目錄表和頁表映射示意圖：

需要注意的就是全局地址空間，所有的任務的頁目錄對應的全局地址空間的那些頁目錄項，都是一樣的，因為所有任務共享全局地址空間。

2、虛擬地址（線性地址）到物理地址的具體變換過程

現在有了分頁，最簡單和最基本的機制就是：CR3寄存器給出了頁目錄的物理基地址；頁目錄給出了所有頁表的物理地址；而每個頁表給出了它所包含的頁的物理地址。

上面該清楚的都清楚了，唯一不明白的是，應該如何使用這種層次化結構來把線性地址轉換成物理地址。

如下圖：

• 假設現在段部件給出的線性地址是0x00801050
• 處理器將段部件送過來的線性地址分成三段，高10位：中間10位：低12位。高10位用于索引頁目錄；中間10位用于索引頁表；低12位則是頁內偏移地址
• 最終我們得到真實的物理地址0x0000C050。這就是處理器要訪問的真實的物理地址

上述圖示很清晰，我們這里不再贅述詳細的轉換過程。

我們唯一需要注意的是：這種變換不是無緣無故的。而是事先安排好的。這其實還是一個反過程：

• 首先當任務加載時，操作系統先創建虛擬的內存段，并根據段地址的高20位決定它要用到哪些頁目錄項和頁表項。
• 然后尋找空閑的頁，將原本應該寫入段（因為是虛擬段，所以這里說原本）的數據，寫到一個或者多個物理頁中，并將頁的物理地址填寫到相應的頁表中。
• 只有這樣提前將頁表填好，在程序真正執行的時候，才能以相反的順序，從頁表中再取出之前填好的頁的物理地址，去相應的物理內存中取指令執行或者找到相應的數據。
• 這就是一個反過程。在上一篇文章中也有類似的過程。

3、總結

本文學習了：

• 頁目錄、頁表和頁之間的關系
• 虛擬地址（線性地址）到物理地址的轉換過程

詳細的內容還是要參考原書籍，這里只是做一個簡單的總結。

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總結

以上是生活随笔為你收集整理的【OS学习笔记】三十一 保护模式九：页目录、页表和页三者的关系详解的全部內容，希望文章能夠幫你解決所遇到的問題。

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