2.5 Linux中的分页机制
如前所述，Linux主要采用分页机制来实现虚拟存储器管理。这是因为：
· Linux的分段机制使得所有的进程都使用相同的段寄存器值，这就使得内存管理变得简单，也就是说，所有的进程都使用同样的线性地址空间（0～4G）。
· Linux设计目标之一就是能够把自己移植到绝大多数流行的处理器平台。但是，许多RISC处理器支持的段功能非常有限。
为了保持可移植性，Linux采用三级分页模式而不是两级，这是因为许多处理器（如康柏的Alpha，Sun的UltraSPARC，Intel的Itanium）都采用64位结构的处理器，在这种情况下，两级分页就不适合了，必须采用三级分页。图2.28为三级分页模式，为此，Linux定义了三种类型的页表：
· 总目录PGD（Page Global Directory）
· 中间目录PMD（Page Middle Derectory）
· 页表PT（Page Table）
图2.28 Liunx的三级分页
尽管Linux采用的是三级分页模式，但我们的讨论还是以Intel奔腾处理器的两级分页模式为主，因此，Linux忽略中间目录层，以后，我们把总目录就叫页目录。
2.5.1 与页相关的数据结构及宏的定义
上一节讨论的分页机制是硬件对分页的支持，这是虚拟内存管理的硬件基础。要想使这种硬件机制充分发挥其功能，必须有相应软件的支持，我们来看一下Linux所定义的一些主要数据结构，其分布在include/asm-i386/目录下的page.h，pgtable.h及pgtable-2level.h三个文件中。
1. 表项的定义
如上所述，PGD、PMD及PT表的表项都占4个字节，因此，把它们定义为无符号长整数，分别叫做pgd_t、pmd_t及pte_t(pte 即Page table Entry)，在page.h中定义如下：
| typedef struct { unsigned long pte_low; } pte_t; typedef struct { unsigned long pmd; } pmd_t; typedef struct { unsigned long pgd; } pgd_t; typedef struct { unsigned long pgprot; } pgprot_t; |
可以看出，Linux没有把这几个类型直接定义长整数而是定义为一个结构，这是为了让gcc在编译时进行更严格的类型检查。另外，还定义了几个宏来访问这些结构的成分，这也是一种面向对象思想的体现：
| #define pte_val(x) ((x).pte_low) #define pmd_val(x) ((x).pmd) #define pgd_val(x) ((x).pgd) |
从图2.22和图2.24 可以看出，对这些表项应该定义成位段，但内核并没有这样定义，而是定义了一个页面保护结构pgprot_t和一些宏：
| typedef struct { unsigned long pgprot; } pgprot_t; #define pgprot_val(x) ((x).pgprot) |
字段pgprot的值与图2.24页面项的低12位相对应，其中的9位对应0～9位，在pgtalbe.h中定义了对应的宏：
| #define _PAGE_PRESENT 0x001 #define _PAGE_RW 0x002 #define _PAGE_USER 0x004 #define _PAGE_PWT 0x008 #define _PAGE_PCD 0x010 #define _PAGE_ACCESSED 0x020 #define _PAGE_DIRTY 0x040 #define _PAGE_PSE 0x080 /* 4 MB (or 2MB) page, Pentium+, if present.. */ #define _PAGE_GLOBAL 0x100 /* Global TLB entry PPro+ */ |
在你阅读源代码的过程中你能体会到，把标志位定义为宏而不是位段更有利于编码。
另外，页目录表及页表在pgtable.h中定义如下：
| extern pgd_t swapper_pg_dir[1024]; extern unsigned long pg0[1024]; |
swapper_pg_dir为页目录表，pg0为一临时页表，每个表最多都有1024项。
2．线性地址域的定义
Intel线性地址的结构如图2.29所示：
图2.29 32位的线性地址结构
（1） 偏移量的位数
| #define PAGE_SHIFT 12 #define PAGE_SIZE (1UL << PAGE_SHIFT) #define PTRS_PER_PTE 1024 #define PAGE_MASK (~(PAGE_SIZE-1)) |
其中PAGE_SHIFT宏定义了偏移量的位数为12，因此页大小PAGE_SIZE为212＝4096字节; PTRS_PER_PTE为页表的项数；最后PAGE_MASK值定义为0xfffff000，用以屏蔽掉偏移量域的所有位（12位）。
| （2） PGDIR_SHIFT #define PGDIR_SHIFT 22 #define PTRS_PER_PGD 1024 #define PGDIR_SIZE (1UL << PGDIR_SHIFT) #define PGDIR_MASK (~(PGDIR_SIZE-1)) |
PGDIR_SHIFT是页表所能映射区域线性地址的位数，它的值为22（12位的偏移量加上10位的页表）；PTRS_PER_PGD为页目录目录项数；PGDIR_SIZE为页目录的大小,为222，即4MB；PGDIR_MASK为0xffc00000，用于屏蔽偏移量位与页表域的所有位。
| （3）PMD_SHIFT #define PMD_SHIFT 22 #define PTRS_PER_PMD 1 |
PMD_SHIFT为中间目录表映射的地址位数，其值也为22，但是因为Linux在386中只用了两级页表结构，因此，让其目录项个数为1，这就使得中间目录在指针序列中的位置被保存，以便同样的代码在32位系统和64位系统下都能使用。后面的讨论我们不再提及中间目录。
2.5.2 对页目录及页表的处理
在page.h，pgtable.h及pgtable-2level.h三个文件中还定义有大量的宏，用以对页目录、页表及表项的处理，我们在此介绍一些主要的宏和函数。
1.表项值的确定
|
static inline int pgd_none(pgd_t pgd) { return 0; } #define pte_present(x) ((x).pte_low & (_PAGE_PRESENT | _PAGE_PROTNONE)) |
pgd_none（）函数直接返回0，表示尚未为这个页目录建立映射，所以页目录项为空。pgd_present（）函数直接返回1，表示映射虽然还没有建立，但页目录所映射的页表肯定存在于内存（即页表必须一直在内存）。
pte_present宏的值为1或0，表示P标志位。如果页表项不为0，但标志位为0，则表示映射已经建立，但所映射的物理页面不在内存。
2. 清相应表的表项：
| #define pgd_clear(xp) do { } while (0) #define pte_clear(xp) do { set_pte(xp, __pte(0)); } while (0) |
pgd_clear宏实际上什么也不做，定义它可能是为了保持编程风格的一致。pte_clear就是把0写到页表表项中。
3.对页表表项标志值进行操作的宏。
这些宏的代码在pgtable.h文件中，表2.1给出宏名及其功能。
表2.1 对页表表项标志值进行操作的宏及其功能
实际上页表的处理是一个复杂的过程，在这里我们仅仅让读者对软硬件如何结合起来有一个初步的认识，有关页表更多的内容我们将在第六章接着讨论。
