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X86分页机制

x86的分页单元支持两种分页模式：常规分页与扩展分页。

常规分页采用两级结构，固定页大小为4KB。线性地址被划分为三个字段：

• 页目录索引（最高10位）
• 页表索引（中间10位）
• 页内偏移（最低12位）

扩展分页启用时采用单级结构，页大小为4MB。线性地址被划分为两个字段：

• 页目录索引（最高10位）
• 页内偏移（最低22位）

页表结构

常规分页与扩展分页可混合使用。页目录条目中有一个标志位用于指定当前使用哪种分页模式。专用寄存器CR3指向页目录的基地址，页目录条目则指向页表的基地址。

页目录和页表均包含1024个条目，每个条目占4字节。
所有页表均存储于物理内存中，页表地址均为物理地址。

页表条目字段：

• 存在位（Present/Absent）
• 页框号（PFN）：物理地址的最高20位
• 访问位（Accessed，硬件不自动更新，供操作系统维护使用）
• 脏位（Dirty，硬件不自动更新，供操作系统维护使用）
• 访问权限（读/写）
• 特权级（用户/管理员）
• 页大小标志（仅页目录条目有效，置位时启用扩展分页）
• 缓存控制位（PCD-禁用页缓存，PWT-直写模式）

Linux分页实现

Linux采用四级分页模型以支持64位架构。下图展示了如何通过虚拟地址的各字段索引页表并计算物理地址：

Linux提供统一的API用于创建和遍历页表。内核与进程地址空间的创建及修改均通过通用代码实现，这些代码依赖宏和函数将通用操作适配到不同架构。

虚拟地址转物理地址示例（使用Linux页表API）

struct page *page; 
pgd_t pgd; 
pmd_t pmd; 
pud_t pud; 
pte_t pte; 
void *laddr, *paddr; pgd = pgd_offset(mm, vaddr);      // 获取页全局目录项 
pud = pud_offset(pgd, vaddr);     // 获取页上级目录项 
pmd = pmd_offset(pud, vaddr);     // 获取页中间目录项 
pte = pte_offset(pmd, vaddr);     // 获取页表项 
page = pte_page(pte);             // 获取对应物理页结构 
laddr = page_address(page);       // 获取逻辑地址 
paddr = virt_to_phys(laddr);      // 转换为物理地址 为兼容分页层级少于4级的架构（如x86 32位），部分宏/函数会被定义为空操作：static inline pud_t *pud_offset(pgd_t *pgd, unsigned long address) { return (pud_t *)pgd;  // 直接返回页全局目录项地址 } static inline pmd_t *pmd_offset(pud_t *pud, unsigned long address) { return (pmd_t *)pud;  // 直接返回页上级目录项地址 } 

转译后备缓冲器（快表，TLB）

使用虚拟内存时，由于页表的多级结构，地址转换可能需要额外1次（x86扩展分页）、2次（x86常规分页）或3次（x86 64位）内存访问。

快表（TLB）作为专用缓存用于加速虚拟地址到物理地址的转换，其特性如下：

• 缓存分页信息（页框号、权限、特权级）
• 基于内容可寻址存储器（CAM）实现
• 容量极小（64-128条目）
• 速度极快（并行搜索实现单周期访问）
• CPU通常包含独立指令TLB（i-TLB）与数据TLB（d-TLB）
• TLB未命中惩罚：可达数百时钟周期

与其他缓存类似，需注意TLB的一致性问题。例如：

• 修改页表条目使其指向新的物理地址时，必须使旧TLB条目失效，否则MMU仍会使用旧的物理地址转换。

x86平台支持两种TLB失效操作：

1. 单地址失效：

mov $addr, %eax 
invlpg (%eax)  ; 强制刷新指定虚拟地址的TLB条目 

1. 全局失效：

mov %cr3, %eax 
mov %eax, %cr3  ; 通过重载CR3寄存器刷新全部TLB