页结构

请求分页式的页结构主要包含以下部分：

• 页帧：被分成一页大小的逻辑地址
• 页框：被分成一页大小的物理地址
• 页表：页帧映射到页框的表格
• 标志位：标志页帧是否已成功映射到页框，0 否 1 是

其中页表包含以下位：

• 物理块号：指出该页在主存中的占用块（1 表示访问）
• 状态位：指出该页是否已经调入主存（1 表示调入）
• 访问字段：记录该页一段时间内被访问的次数或多久未被访问
• 修改位：表示该页调入主存后是否被修改
• 辅存地址：该页在磁盘上的地址

由于作业在磁盘上保留一份备份，若此次调入主存中后未被修改置换该页时不需要再将该页写回磁盘，减少系统开销；如果该页被修改，必须将该页写回磁盘上，保证信息的更新和完整。

页表的实现

实现虚拟地址到物理地址转换最容易想到的方法是使用数组，对虚拟地址空间的每一个页，都分配一个数组项。但是有一个问题，考虑 IA32 体系结构下，页面大小为 4KB，整个虚拟地址空间为 4GB，则需要包含 1M 个页表项，这还只是一个进程，因为每个进程都有自己独立的页表。因此，系统所有的内存都来存放页表项恐怕都不够。

相像一下进程的虚拟地址空间，实际上大部分是空闲的，真正映射的区域几乎是汪洋大海中的小岛，因次我们可以考虑使用多级页表，可以减少页表内存使用量。实际上多级页表也是各种体系结构支持的，没有硬件支持，我们是没有办法实现页表转换的。

为了减少页表的大小并忽略未做实际映射的区域，计算机体系结构的设计都会靠虑将虚拟地址划分为多个部分。具体的体系结构划分方式不同，比如 ARM7 和 IA32 就有不同的划分。Linux 操作系统使用 4 级页表：

图中 CR3 保存着进程页目录 PGD 的地址，不同的进程有不同的页目录地址。进程切换时，操作系统负责把页目录地址装入 CR3 寄存器。地址翻译过程如下：

• 对于给定的线性地址，根据线性地址的 bit22~bit31 作为页目录项索引值，在 CR3 所指向的页目录中找到一个页目录项。

• 找到的页目录项对应着页表，根据线性地址的 bit12~bit21 作为页表项索引值，在页表中找到一个页表项。

• 找到的页表项中包含着一个页面的地址，线性地址的 bit0~bit11 作为页内偏移值和找到的页确定线性地址对应的物理地址。

这个地址翻译过程完全是由硬件完成的。

页表转化失败

在地址转换过程中，有两种情况会导致失败发生。

• 第一，要访问的地址不存在，这通常意味着由于编程错误访问了无效的虚拟地址，操作系统必须采取某种措施来处理这种情况，对于现代操作系统，发送一个段错误给程序；或者要访问的页面还没有被映射进来，此时操作系统要为这个线性地址分配相应的物理页面，并更新页表。

• 第二，要查找的页不在物理内存中，比如页已经交换出物理内存。在这种情况下需要把页从磁盘交换回物理内存。

CPU 的 Memory management unit(MMU)cache 了最近使用的页面映射。我们称之为 translation lookaside buffer(TLB)。TLB 是一个组相连的 cache。当一个虚拟地址需要转换成物理地址时，首先搜索 TLB。如果发现了匹配（TLB 命中），那么直接返回物理地址并访问。然而，如果没有匹配项（TLB miss），那么就要从页表中查找匹配项，如果存在也要把结果写回 TLB。