目的：程式產生的
虛擬位址32位
（高10
位，中10
位，低12
位）轉換成不同的實體地址呢？（共享頁面的除外）
手段：通過
pgd頁目錄表、
pte頁面表，表轉換（這些表由作業系統維護）即轉換函式
通過這兩張表的內容和線性位址，可以完成
4g的虛擬空間的轉換，正因為程式不可能用到
4g空間，
沒有用到的位址空間，就不需要為其位址對映建立
pte表
,分配物理頁面
了，所以兩級目錄會為我們節省儲存空間，假設程式用到了整個的
4g空間，那兩級目錄是沒有意義的，另外還有一點通過兩級目錄，可以對映到不連續的物理頁面上，這也是兩級目錄的乙個好處。
步驟：1。每個程序有個
mm_struct
結構，此結構儲存了乙個
pgd指標，通過這個轉換成
cr3的值，重置
cr3，（演算法為此值減去
0x 0c 0000000,
因為程式產生的是虛擬位址，
cr3要的是實體地址） 步驟
2。cr3為基址，以
線性位址高10位
做為索引，找到
pgd的某一項。 步驟
3。每個程序只有乙個
pgd表，這個表共有
1024
項，每項
32位，共
4k，剛好占用乙個物理頁面。
cpu取其前20
位，在這
20位後面自動加上
12個零，以此為基址，
以線性位址中
10位為索引，得到
pte的值。
問題：為什麼只取前
20位，後
12位做什麼的？
答：利用
pgd是用來當
pte表的基址的，注意
pte表，（乙個
pte表共有
1024
項，每項32位
4位元組，共
4k，剛好占用乙個物理頁面）所以對於
pte表來說，其基址都是
4k位元組對齊的，本來低
12位是用來定位這乙個
pte表
4k中的某乙個位置，現
pte表
都是4k
位元組對齊的，那低
12可以另做他用。
linux
將其用來做標誌位，其中最重要的乙個標誌位是
p，指示
pte是已分配、快取還是未快取的。
問題：pte表是如何分配的，
pgd表項的值是如何確定的？
答：乙個程式剛剛執行，還未建立
pte表，（注意
pte表是按需分配，如果沒有線性位址的轉換需要用到這個
pte,
作業系統是不會分配空間給它的
）現來了個線性位址，假設高
10位為
x，還沒有
pte表，就觸發乙個異常，作業系統會為其分配乙個
4k位元組的物理頁面用以存放
pte表，（注意所有高
10位為
x的線性位址都會對映到這個
pte表），現在假設又有一高
10位為
x，不同低
10的線性位址請求過來解析，因為作業系統已經為此分配了此
pte表，那
p位就已經被作業系統標識為已分配，直接拿此
pte錶用就行了。再假設此頁被換頁換走了，
p位就會被標識為快取，要用的時間交換進來就行了。
pgd表項的值就是根據動態分配到的
pte表的實體地址填寫的
，所以每個表項的值是不一樣的！ 步驟
4。找到
pte後，乙個
pte表共有
1024
項，每項32位
4位元組，
cpu取其前
20位，在這
20位後面自動加上
12個零，以此為基址，加上線性位址的低
12位，得到最後的實體地址。
問題：為什麼只取前
20位，後
12位做什麼的？
答：這與上面的相似，因為每個
物理頁面
都是4k
位元組對齊的，本來低
12位是用來定位這乙個物理頁面
4k中的某乙個位置，現實體地址都是
4k位元組對齊的，那低
12可以另做他用。
linux
將其用來做標誌位，其中最重要的乙個標誌位是
p，指示
pte是已分配、快取還是未快取的。
問題：物理頁面是如何分配的，
pte表項的值是如何確定的？
答：乙個程式剛剛執行，還未建立物理頁面，（注意
物理頁數面是按需分配，如果沒有線性位址的轉換需要用到這個物理頁面
, 作業系統是不會分配空間給它的
）現來了個線性位址，假設高
20位為
y，還沒有物理頁面，就觸發乙個異常，作業系統會為其分配乙個
4k位元組的物理頁面，
(注意現所有高
20位為
y的線性位址都會對映到這個物理頁面，只是根據線性位址低
12位的不同定位到這一物理頁面的
4k的相應位置
)，現在假設又有一高
20位為
y，不同低
12的線性位址請求過來解析，因為作業系統已經為此分配了物理頁面，那
p位就已經被作業系統標識為已分配，直接拿此物理頁面用就行了。再假設此頁被換頁換走了，
p位就會被標識為快取，要用的時間交換進來就行了（這與深入理解就聯絡起來了吧！）
pte表項的值就是根據動態分配到的最終的實體地址填寫的
，所以每個表項的值是不一樣的！
總結：相同的虛擬位址，根據以上對映關係，動態分配物理頁面，肯定不會分配到相同的實體地址上去的。
乙個程式只有乙個
pgd,
如果4g
空間都用到的話，會有
1024
個pte
表，但通常肯定不會用到那麼多
pte表的。
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