include/asm-x86_64/page.h
typedef struct pte_t;
typedef struct pmd_t;
typedef struct pud_t;
typedef struct pgd_t;
虛擬位址分為幾個部分，用作各個頁表的索引。核心使用32或64位型別來表示表項，這意味著冰粉表項的所有位元位都儲存了有用的資料，即下一級表的基位址。多餘的位元位用於儲存額外的資訊。
3 特定於pte資訊
3 特定於pte資訊
最後一級頁表中的不僅包含了指向頁的記憶體位置的指標，還在上述的多餘位元位包含與頁有關的附加資訊。
*_page_present指定了虛擬記憶體頁是否存在記憶體中，也不見得總是在記憶體中。（可能在交換區）
*cpu每次訪問頁時，會自動設定_page_accessed.核心會定期檢查該位元位，一確認頁使用的活躍程度。在讀或謝訪問之後會設定改位元位。
*_page_dirty表示該也是否是「髒的」，即頁的內容是否已經修改過
*_page_file的數值與_page_dirty相同，但用於不同的上下文，即頁不再記憶體中的時候。顯然，不存在的頁不可能是髒的，因此可以重新解析該位元位。
*如果設定了_page_user,則允許使用者空間**訪問該也。否則只有核心才能訪問（或cpu處於系統狀態的時候）
*_page_read_page_write和_page_execute指定了普通的使用者程序是否允許讀寫、寫入、執行該野種的機器**。
每種體系結構都必須提哦給你個兩個東西，使得記憶體管理子系統能夠修改pte_t項中額外的位元位，機儲存額外的位元位的_pgprot資料型別，以及修改這些位元位的pte_modify函式。
核心定義了各種函式，用於查詢和設定記憶體頁與體系結構相關的狀態。
*pte_presetn檢查頁表甚至想的頁是否存在記憶體中。
*pte_dirty檢查與頁表相關的也是否是髒的，即其內存在上次核心檢查之後是否已經修改過。
*pte_write檢查核心是否可以寫入到頁。
*pte_file用於非線性對映，通過操作頁表提哦給你了檔案內容的一種不同試圖。該函式檢查頁表項檢查也表象是否屬於這樣的乙個對映。
注：只有在pte_present返回false時，才能呼叫pte_file ,即與該也表項相關的頁也不在記憶體中。
3.3.2 頁表項的建立和操作
記憶體管理之分頁和頁表
簡單的分頁 記憶體被劃分為許多大小相等的頁框 每個程序被劃分成許多大小與頁框相等的頁 要裝入乙個程序，需要把程序包含的所有頁都裝入記憶體中不一定連續的某些頁框中。優勢 沒有外部碎片。缺點 有少量的內部碎片。簡單的分段 每個程序被劃分為許多段 要裝入乙個程序，需要把程序中包含的所有段裝入記憶體內不一定...
頁表管理及多級頁表
頁表說需空間大小計算 32 位位址空間 4kb 的頁大小 頁表的每項大小為 4byte。位位址空間 4kb 的頁大小 頁表的每項大小為 4b。多級分頁 32 位執行模式情形 級分頁 對 4kb 的頁大小 因為每頁pgd 的pt項為 kb 4b 2 10條 實際4g 32 2 12 2 10 2 10...
頁式管理 多級頁表
作業分成若干個相等的 頁 記憶體分成相等的 塊 使 頁 的大小等於 塊 以 頁 為單位，將作業的 頁 裝入記憶體的 塊 中。特點 1.可以不連續地使用記憶體 2.實現內外存統一管理 靜態頁面管理的思想 作業 程序開始執行前，把作業 程序的程式和資料全部裝入記憶體的 塊 中 通過位址變換機構實現虛位址...