ASM:32位管理器的页管理

　　CPU的页式内存管理单元，负责把一个线性地址，最终翻译为一个物理地址。从管理和效率的角度出发，线性地址被分为以固定长度为单位的组，称为页(page)，例如一个32位的机器，线性地址最大可为4G，可以用4KB为一个页来划分，这页，整个线性地址就被划分为一个 tatol_page[2^20]的大数组，共有2的20个次方个页。这个大数组我们称之为页目录。目录中的每一个目录项，就是一个地址——对应的页的地址。

　　另一类“页”，我们称之为物理页，或者是页框、页桢的。是分页单元把所有的物理内存也划分为固定长度的管理单位，它的长度一般与内存页是一一对应的。这里注意到，这个total_page数组有2^20个成员，每个成员是一个地址（32位机，一个地址也就是4字节），那么要单单要表示这么一个数组，就要占去4MB的内存空间。为了节省空间，引入了一个二级管理模式的机器来组织分页单元。文字描述太累，看图直观一些： 

1、分页单元中，页目录是唯一的，它的地址放在CPU的CR3寄存器中，是进行地址转换的开始点。

2、每一个活动的进程，因为都有其独立的对应的虚似内存（页目录也是唯一的），那么它也对应了一个独立的页目录地址。——运行一个进程，需要将它的页目录地址放到cr3寄存器中，将别个的保存下来。

3、每一个32位的线性地址被划分为三部份，面目录索引(10位)：页表索引(10位)：偏移(12位)

依据以下步骤进行转换：

①、从cr3中取出进程的页目录地址（操作系统负责在调度进程的时候，把这个地址装入对应寄存器）；

②、根据线性地址前十位，在数组中找到对应的索引项，因为引入了二级管理模式，页目录中的项，不再是页的地址，而是一个页表的地址。（又引入了一个数组），页的地址被放到页表中。

③、根据线性地址的中间十位，在页表（也是数组）中找到页的起始地址；

④、将页的起始地址与线性地址中最后12位相加，得到最终我们想要的页；

　　　　这个转换过程，应该说还是非常简单地。全部由硬件完成，虽然多了一道手续，但是节约了大量的内存：

1、验证这样的二级模式是否仍能够表示4G的地址；页目录共有：2¹⁰项，也就是说有这么多个页表.每个目表对应了：2¹⁰页；每个页中可寻址：2¹²个字节。还是2³² = 4GB。

2、也能证这样的二级模式是否真的节约了空间；也就是算一下页目录项和页表项共占空间(2^10 4 + 2 ^10 4) = 8KB。

　　如果一级页表中的一个页表条目为空，那么那所指的二级页表就根本不会存在。这表现出一种巨大的潜在节约，因为对于一个典型的程序，4GB虚拟地址空间的大部份都会是未分配的；只有一级页表才需要总是在主存中。虚拟存储器系统可以在需要时创建，并页面调入或调出二级页表，这就减少了主存的压力。只有最经常使用的二级页表才需要缓存在主存中。——不过Linux并没有完全享受这种福利，它的页表目录和已分配页面相关的页表都是常驻内存的。值得一提的是，虽然页目录和页表中的项，都是4个字节，32位，但是它们都只用高20位，低12位屏蔽为0——把页表的低12屏蔽为0，是很好理解的，因为这样，它刚好和一个页面大小对应起来，大家都成整数增加。计算起来就方便多了。

　　i386是二级页管理架构，更高级的CPU，还有三级，甚至四级架构，Linux为了在更高层次提供抽像，为每个CPU提供统一的界面。提供了一个四层页管理架构，来兼容这些二级、三级、四级管理架构的CPU。这四级分别为：

页全局目录PGD（对应刚才的页目录）

页上级目录PUD（新引进的）

页中间目录PMD（也就新引进的）

页表PT（对应刚才的页表）。

　　整个转换依据硬件转换原理，只是多了二次数组的索引罢了。

       那么，对于使用二级管理架构32位的硬件，现在又是四级转换了，它们怎么能够协调地工作起来呢？嗯，来看这种情况下，怎么来划分线性地址吧！从硬件的角度，32位地址被分成了三部份——也就是说，不管理软件怎么做，最终落实到硬件，也只认识这三位老大。

　　从软件的角度，由于多引入了两部份，也就是说，共有五部份。——要让二层架构的硬件认识五部份也很容易，在地址划分的时候，将页上级目录和页 中间目录的长度设置为0就可以了。这样，操作系统见到的是五部份，硬件还是按它死板的三部份划分，也不会出错。

　　这样，虽说是多此一举，但是考虑到64位地址，使用四层转换架构的CPU，我们就不再把中间两个设为0了，这样，软件与硬件再次和谐——抽象就是强大呀！！！

　　例如，一个逻辑地址已经被转换成了线性地址，0x08147258，换成二制进，也就是：

　　0000100000 0101000111 001001011000
　　内核对这个地址进行划分，
　　PGD = 0000100000 
　　PUD = 0 
　　PMD = 0 
　　PT = 0101000111 

       offset = 001001011000

       现在来理解Linux针对硬件的花招，因为硬件根本看不到所谓PUD,PMD。所以，本质上要求PGD索引，直接就对应了PT的地址。而不是再到PUD和PMD中去查数组（虽然它们两个在线性地址中，长度为0，2^0 =1，也就是说，它们都是有一个数组元素的数组），那么，内核如何合理安排地址呢？

　　从软件的角度上来讲，因为它的项只有一个，32位，刚好可以存放与PGD中长度一样的地址指针。那么所谓先到PUD，到PMD中做映射转换， 就变成了保持原值不变，这样，就实现了“逻辑上指向一个PUD，再指向一个PDM，但在物理上是直接指向相应的PT的这个抽象，因为硬件根本不知道有PUD、PMD这个东西”。然后交给硬件，硬件对这个地址进行划分，看到的是：

　　页目录 = 0000100000

　　PT = 0101000111

　　offset = 001001011000

　　　　嗯，先根据0000100000(32)，在页目录数组中索引，找到其元素中的地址，取其高20位，找到页表的地址，页表的地址是由内核动态分配的，接着再加一个offset，就是最终的物理地址了。

　　参考http://my.oschina.net/yang1992/blog/214425?p={{page}}