在上一篇文章Linux 内存寻址之分段机制中，我们了解逻辑地址通过分段机制转换为线性地址的过程。下面，我们就来看看更加重要和复杂的分页机制。
分页机制在段机制之后进行，以完成线性—物理地址的转换过程。段机制把逻辑地址转换为线性地址，分页机制进一步把该线性地址再转换为物理地址。
硬件中的分页
分页机制由 CR0 中的 PG 位启用。如 PG=1，启用分页机制，并使用本节要描述的机制，把线性地址转换为物理地址。如 PG=0，禁用分页机制，直接把段机制产生的线性地址当作物理地址使用。分页机制管理的对象是固定大小的存储块，称之为页 (page)。分页机制把整个线性地址空间及整个物理地址空间都看成由页组成，在线性地址空间中的任何一页，可以映射为物理地址空间中的任何一页（我们把物理空间中的一页叫做一个页面或页框 (page frame)）
80386 使用 4K 字节大小的页。每一页都有 4K 字节长，并在 4K 字节的边界上对齐，即每一页的起始地址都能被 4K 整除。因此，80386 把 4G 字节的线性地址空间，划分为 1M 个页面，每页有 4K 字节大小。分页机制通过把线性地址空间中的页，重新定位到物理地址空间来进行管理，因为每个页面的整个 4K 字节作为一个单位进行映射，并且每个页面都对齐 4K 字节的边界，因此，线性地址的低 12 位经过分页机制直接地作为物理地址的低 12 位使用。
为什么使用两级页表
假设每个进程都占用了 4G 的线性地址空间，页表共含 1M 个表项，每个表项占 4 个字节，那么每个进程的页表要占据 4M 的内存空间。为了节省页表占用的空间，我们使用两级页表。每个进程都会被分配一个页目录，但是只有被实际使用页表才会被分配到内存里面。一级页表需要一次分配所有页表空间，两级页表则可以在需要的时候再分配页表空间。
两级页表结构
两级表结构的第一级称为页目录，存储在一个 4K 字节的页面中。页目录表共有 1K 个表项，每个表项为 4 个字节，并指向第二级表。线性地址的最高 10 位 (即位 31位 32) 用来产生第一级的索引，由索引得到的表项中，指定并选择了 1K 个二级表中的一个表。
两级表结构的第二级称为页表，也刚好存储在一个 4K 字节的页面中，包含 1K 个字节的表项，每个表项包含一个页的物理基地址。第二级页表由线性地址的中间 10 位 (即位 21位 12) 进行索引，以获得包含页的物理地址的页表项，这个物理地址的高 20 位与线性地址的低 12 位形成了最后的物理地址，也就是页转化过程输出的物理地址。
页目录项
- 第 31~12 位是 20 位页表地址，由于页表地址的低 12 位总为 0，所以用高 20 位指出 32 位页表地址就可以了。因此，一个页目录最多包含 1024 个页表地址。
- 第 0 位是存在位，如果 P=1，表示页表地址指向的该页在内存中，如果 P=0，表示不在内存中。
- 第 1 位是读/写位，第 2 位是用户/管理员位，这两位为页目录项提供硬件保护。当特权级为 3 的进程要想访问页面时，需要通过页保护检查，而特权级为 0 的进程就可以绕过页保护。
- 第 3 位是 PWT（Page Write-Through）位，表示是否采用写透方式，写透方式就是既写内存（RAM）也写高速缓存，该位为 1 表示采用写透方式
- 第 4 位是 PCD（Page Cache Disable）位，表示是否启用高速缓存，该位为 1 表示启用高速缓存。
- 第 5 位是访问位，当对页目录项进行访问时，A 位=1。
- 第 7 位是 Page Size 标志，只适用于页目录项。如果置为 1，页目录项指的是 4MB 的页面，请看后面的扩展分页。
- 第 9~11 位由操作系统专用，Linux 也没有做特殊之用。
页面项
80386 的每个页目录项指向一个页表，页表最多含有 1024 个页面项，每项 4 个字节，包含页面的起始地址和有关该页面的信息。页面的起始地址也是 4K 的整数倍，所以页面的低 12 位也留作它用。
第 3112 位是 20 位物理页面地址，除第 6 位外第 0～5 位及 911 位的用途和页目录项一样，第 6 位是页面项独有的，当对涉及的页面进行写操作时，D 位被置 1。
4GB 的内存只有一个页目录，它最多有 1024 个页目录项，每个页目录项又含有 1024 个页面项，因此，内存一共可以分成 1024×1024=1M 个页面。由于每个页面为 4K 个字节，所以，存储器的大小正好最多为 4GB。
线性地址到物理地址的转换
- CR3 包含着页目录的起始地址，用 32 位线性地址的最高 10 位 A31~A22 作为页目录的页目录项的索引，将它乘以 4，与 CR3 中的页目录的起始地址相加，形成相应页表的地址。
- 从指定的地址中取出 32 位页目录项，它的低 12 位为 0，这 32 位是页表的起始地址。用 32 位线性地址中的 A21~A12 位作为页表中的页面的索引，将它乘以 4，与页表的起始地址相加，形成 32 位页面地址。
- 将 A11~A0 作为相对于页面地址的偏移量，与 32 位页面地址相加，形成 32 位物理地址。
扩展分页
从奔腾处理器开始，Intel 微处理器引进了扩展分页，它允许页的大小为 4MB。
在扩展分页的情况下，分页机制把 32 位线性地址分成两个域：最高 10 位的目录域和其余 22 位的偏移量。
页面高速缓存
由于在分页情况下，每次存储器访问都要存取两级页表，这就大大降低了访问速度。所以，为了提高速度，在 386 中设置一个最近存取页面的高速缓存硬件机制，它自动保持 32 项处理器最近使用的页面地址，因此，可以覆盖 128K 字节的存储器地址。当进行存储器访问时，先检查要访问的页面是否在高速缓存中，如果在，就不必经过两级访问了，如果不在，再进行两级访问。平均来说，页面高速缓存大约有 98% 的命中率，也就是说每次访问存储器时，只有 2% 的情况必须访问两级分页机构。这就大大加快了速度。
Linux 中的分页机制
Linux 使用了一个适合 32 位和 64 位系统的分页机制。
- 页全局目录
- 页顶级目录
- 页中间目录
- 页表
页全局目录包含若干页上级目录的地址，页上级目录又依次包含若干页中间目录的地址，而页中间目录又包含若干页表的地址。每一个页表项指向一个页框。线性地址因此被分成五个部分。图中没有显示位数，因为每一部分的大小与具体的计算机体系结构有关。
对于没有启用物理地址扩展的 32 位系统，两级页表已经足够了。从本质上说 Linux 通过使“页上级目录”位和“页中间目录”位全为 0，彻底取消了页上级目录和页中间目录字段。不过，页上级目录和页中间目录在指针序列中的位置被保留，以便同样的代码在 32 位系统和 64 位系统下都能使用。内核为页上级目录和页中间目录保留了一个位置，这是通过把它们的页目录项数设置为 1，并把这两个目录项映射到页全局目录的一个合适的目录项而实现的。
启用了物理地址扩展的 32 位系统使用了三级页表。Linux 的页全局目录对应 80×86 的页目录指针表（PDPT），取消了页上级目录，页中间目录对应 80×86 的页目录，Linux 的页表对应 80×86 的页表。
最后，64 位系统使用三级还是四级分页取决于硬件对线性地址的位的划分。
总结
这里我们不讨论代码实现，只关注原理。从上面的讨论可以看到分页机制主要依赖硬件的实现。Linux 采用的四级页表只是为了最大化兼容不同的硬件实现，单就 IA32 架构的 CPU 来说，就有多种分页实现，常规分页机制，PAE 机制等。
我们虽然讨论的是 Linux 的分页机制，实际上我们用了大部分篇幅来讨论 Intel CPU 的分页机制实现。因为 Linux 的分页机制是建立在硬件基础之上的，不同的平台需要有不同的实现。Linux 在软件层面构造的虚拟地址，最终还是要通过 MMU 转换为物理地址，也就是说，不管 Linux 的分页机制是怎样实现的，CPU 只按照它的分页实现来解读线性地址，所以 Linux 传给 CPU 的线性地址必然是满足硬件实现的。例如说：Linux 在 32 位 CPU 上，它的四级页表结构就会兼容到硬件的两级页表结构。可见，Linux 在软件层面上做了一层抽象，用四级页表的方式兼容 32 位和 64 位 CPU 内存寻址的不同硬件实现。
最后分享两篇 linux 内存寻址的实验文档，结合实例更容易理解。 Linux 内存地址映射 Linux 内核在 x86_64 CPU 中地址映射
参考资料 《深入理解 Linux 内核》 《深入分析 Linux 内核源码》