6.1页表
页表是操作系统与硬件协同工作时，用于记录虚拟页与物理页映射关系的核心数据结构。它是虚拟地址转换为物理地址的 "桥梁"，通过存储虚拟页号（VPN）与物理页号（PPN）的对应关系，配合内存管理单元（MMU）实现高效地址映射，同时支撑虚拟内存的缓存、权限控制等功能。
6.2页表组成
页表由多个 "页表项（ PTE）" 组成，每个页表项对应一个虚拟页，是映射关系的最小存储单元。一个典型的页表项包含以下核心字段：
| 字段 | 含义与作用 |
|---|---|
| 物理页号（PPN） | 核心字段，存储该虚拟页对应的物理页在物理内存中的编号，用于拼接物理地址。 |
| 有效位（Valid） | 标记虚拟页是否已映射到物理页：- 1（有效）：虚拟页在物理内存中，可直接访问；- 0（无效）：虚拟页未映射（或被交换到硬盘），访问会触发缺页异常。 |
| 访问权限位（Read/Write/Execute） | 控制对该虚拟页的访问权限：- R（读）：允许读取页内数据；- W（写）：允许修改页内数据；- X（执行）：允许运行页内代码（如代码段虚拟页）。 |
| 脏位（Dirty） | 标记物理页数据是否被修改：- 1（脏）：页内数据已修改，若需交换到硬盘，需写入新数据；- 0（干净）：页内数据与硬盘备份一致，交换时可直接丢弃。 |
| 引用位（Reference） | 标记虚拟页最近是否被访问：- 1（已引用）：最近被访问过；- 0（未引用）：长期未被访问。用于页面置换算法（如 LRU），判断哪些虚拟页可优先淘汰。 |
| 交换位与交换地址 | 当虚拟页被交换到硬盘时，有效位设为 0，交换位设为 1，并记录该虚拟页在硬盘交换分区的存储地址，用于缺页时加载回物理内存。 |
6.3地址转换流程：页表如何工作？
结合虚拟地址结构和页表，虚拟地址到物理地址的转换需经过 4 个核心步骤，全程由硬件（MMU）与软件（操作系统）协同完成：
1. 虚拟地址拆分
CPU 收到虚拟地址后，自动拆分为两部分（拆分规则由页大小决定，以 4KB 页为例）：
- 虚拟页号（VPN）：高位部分（如 32 位地址的高 20 位），用于查找页表项；
- 页内偏移（Offset）：低位部分（如 32 位地址的低 12 位），用于定位数据在页内的具体位置（虚拟页与物理页大小相同，页内偏移在两者中完全一致）。
示例 ：32 位虚拟地址 0x12345678（4KB 页）
- 拆分结果：VPN =
0x12345（高 20 位），Offset =0x678（低 12 位）。
2. 页表查询（MMU 硬件操作）
MMU 根据虚拟页号（VPN），在当前进程的页表中查找对应的页表项（PTE）：
- 页表在物理内存中连续存储，每个 PTE 占固定字节（如 4 字节），因此 PTE 的物理地址 = 页表基地址 + VPN × PTE 大小；
- MMU 直接访问该物理地址，读取页表项的内容（无需 CPU 参与，硬件级高效查询）。
3. 权限与状态检查
MMU 读取页表项后，先进行合法性检查，避免非法访问：
- 有效位检查：若有效位为 0（虚拟页未映射），MMU 触发 "缺页异常"，暂停当前进程，转由操作系统处理（如从硬盘加载虚拟页到物理内存，更新页表项）；
- 权限检查：若当前访问操作（如写数据）与页表项的权限位冲突（如虚拟页仅允许读），MMU 触发 "权限异常"，操作系统终止非法操作，保护内存安全。
4. 物理地址拼接
检查通过后，MMU 从页表项中提取物理页号（PPN），与页内偏移（Offset）拼接生成物理地址：
- 物理地址 = PPN × 页大小 + Offset（或二进制层面：PPN 左移页内偏移位数，再与 Offset 按位或）。
示例 ：若 PPN = 0x87654，Offset = 0x678（4KB 页）
- 物理地址 =
0x87654 << 12 | 0x678 = 0x87654678，最终 CPU 通过该地址访问物理内存。
6.4 页表的分类：单级页表与多级页表
随着 CPU 位数提升（如从 32 位到 64 位），虚拟地址空间急剧扩大（64 位系统虚拟地址空间达 16EB），若使用 "单级页表" 会导致页表体积过大（如 64 位 4KB 页的单级页表需 2⁵² 个 PTE，约 4PB 空间，完全无法存储）。因此，现代系统普遍采用 "多级页表"，通过分层拆分虚拟页号，减少页表的实际存储体积。
1. 单级页表（早期 32 位系统）
- 结构：虚拟页号直接对应页表中的 PTE 索引，页表是一个连续的数组；
- 优点：地址转换仅需 1 次 MMU 查询，流程简单；
- 缺点：页表体积固定，即使虚拟地址空间未完全使用，仍需分配完整页表（如 32 位 4KB 页的单级页表需 100 万 PTE，约 4MB 空间，对内存仍有一定浪费）。
仅适用于虚拟地址空间较小的 32 位系统，现代 64 位系统已不再使用。
2. 多级页表（现代 64 位系统）
- 结构 ：将虚拟页号拆分为多个层级（如 2 级、3 级、4 级），每级对应一个 "页目录表"，最终指向最底层的 "页表"（存储 PPN）；
- 以 Linux 4 级页表（64 位 4KB 页）为例，虚拟页号拆分为 4 个 9 位字段，分别对应 "全局页目录（PGD）→ 上层页目录（PUD）→ 中间页目录（PMD）→ 页表（PT）" 的索引；
- 优点：仅为已使用的虚拟页创建底层页表，未使用的层级目录项指向空，大幅减少页表的实际存储体积（如 64 位系统仅使用 1GB 虚拟地址时，多级页表仅需几十 KB 空间）；
- 缺点：地址转换需多次 MMU 查询（如 4 级页表需 4 次查询），但可通过 "快表（TLB，MMU 内置的高速缓存）" 缓存常用映射，抵消多级查询的延迟。
6.5总结
页表是虚拟内存体系的 "核心数据结构"，其本质是 "虚拟页与物理页的映射中介"。通过单级 / 多级结构设计，它既实现了高效的地址转换，又支撑了虚拟内存的缓存、权限控制、进程隔离等关键功能；配合 TLB 优化后，进一步平衡了存储效率与转换性能。理解页表的结构、转换流程与优化机制，是掌握虚拟内存原理、排查内存性能问题（如 TLB 缺失率过高导致的延迟）的核心前提。