linux中的頁表實現
頁表是軟體實現的，但是頁表的查找是MMU完成的，所以硬體定義了頁表的實現規則，軟體可以做的只有選擇頁表的級數，是否使用huge page以及填充對應的許可權標誌位。前面的文章主要介紹了頁表的實現規則，本文將討論linux系統中頁表的具體實現。
相關數據結構
還是那個三級頁表，但增加了很多內容。
頁表PGD的首地址是放在前面介紹到的mm_struct中的，pgd_offset(), pmd_offset(), pmd_offset()分別用於從虛擬（線性）地址中提取查找PGD, PMD和PTE表所需的index。
linux中用PAGE_SHIFT表示一個PTE所對應的內存範圍（也就是一個page的大小）所需佔用的bit數（也就是12）， PMD_SHIFT和PGDIR_SHIFT分別表示一個PMD和一個PGD所對應的內存範圍所需佔用的bit數。
PAGE_SIZE, PMD_SIZE, PGDIR_SIZE則分別表示一個PTE, PMD, PGD所對應的內存範圍的大小。
#define PAGE_SIZE (1UL << PAGE_SHIFT)
PAGE_MASK, PMD_MASK, PGDIR_MASK則是用於提取地址位的掩碼。
#define PAGE_MASK (~(PAGE_SIZE-1))
對於頁表描述符中的標誌位， linux中基本都有對應的函數來處理。比如PTE中的R/W位，linux用_PAGE_WRITE宏表示，pte_write()用於檢測該位，判斷page是否可寫；pte_mkwrite()可將該位置1，設置page為可寫；pte_wrprotect()可將該位清0，設置page為不可寫。
和硬體的配合
不同的處理器支持的頁表級數是不一樣的，比如IA-32只支持2級，x64支持4級甚至5級，而linux作為一個通用的操作系統，需要兼容不同的硬體平台，如果針對每種硬體平台進行不同的頁表實現，那就太麻煩了。試想，如果linux採用2級頁表，對IA-32到是沒問題，對x64就無能為力了，那如果linux統一採用4級或5級頁表，對x64的配合倒是剛剛好，那對IA-32呢？其實不難，只要把表示PUD中PMD entry個數的PTRS_PER_PMD和表示PMD中PTE entry個數的PTRS_PER_PMD都設為1就可以了，相當於把中間兩級的PUD和PMD摺疊了起來，PGD就等同於直接指向PTE了。
進程頁表的建立
內核載入一個進程後，需要為該進程創建屬於它的頁表。pgd_alloc(), pmd_alloc()和pte_alloc()分別用於創建PGD, PMD和PTE。因為頁表本身也是放在內存中的， 其本質上是由若干物理pages組成的，分配物理內存本身就是耗時的，加之在分配過程中需要關中斷，而頁表的創建和銷毀又是很頻繁的操作，而且現在的頁表多達四級甚至五級，所以整個過程的系統開銷是不可小覷的。那怎麼加速這一過程呢？加速最常用的就是cache啦，具體的做法是把要提供給頁表創建的物理pages放到一組叫quicklist的鏈表中，以後銷毀頁表釋放的頁就往這個quicklist里送，創建頁表需要的頁就直接從這個quicklist里找，其實就是一個專用的freelist（原理和slab差不多），當然要比去整個物理內存的free pages list分配要快啦。
如果建立了新的映射關係，則需要調用mk_pte()創建一個新的頁表項，因為頁表描述符由物理頁面號和許可權控制位組成，所以新建頁表項的工作主要就是填充這兩部分內容，組裝完成就可以調用set_pte()插入到對應的頁表中去了。
內核頁表的建立
內核剛被載入的時候，paging還沒有打開，還工作在實模式（關於實模式請參考這篇文章）。x86要求在打開paging之前（置位CR0寄存器的PG位），軟體需要至少設置一個page directory和一個page table，從linux實現的角度，就是至少要有一個PGD和一個PTE。試想，打開paging後，操作系統給出的地址對於CPU來說就是虛擬地址了，這時如果還沒有任何的頁表，怎麼去獲得物理地址，進而操作物理內存呢？為此，linux採用的做法是：假設內核初始化時需要用到的物理內存不超過8MB（0x00000000到0x007fffff），若一個page為4KB，則這8MB內存共含有2048個pages，需要2048個PTE來映射。一個PTE佔4個位元組，因此一共需要8KB的page（也就是2個page）來存儲，這2個用作PTE頁表的page用pg0和pg1表示，分別放在物理地址為0x00102000和0x00103000的位置。
而PGD則用一個叫swapper_pg_dir的變數表示，放在物理地址為0x00101000的位置，大小為1個page。因為這個臨時頁表的目的就是要讓這8MB物理內存在實模式和打開paging的保護模式下都可以被訪問，因此需要建立2個實模式下PGD entries的和2個用於保護模式的PGD entries。實模式下本來是沒有什麼虛擬地址的概念的，但也可以理解為是一種虛擬地址等於物理地址的特殊映射。頁表是使用虛擬地址作為index的，在32位兩級頁表中，高10位是PGD表的index，對於0x00000000到0x007fffff的地址，index就是0和1。對於內核空間來說，0x00000000到0x007fffff的物理地址在保護模式下對應的虛擬地址為0xc0000000到0xc07fffff，高10位是1100000000b和1100000001b，換算成10進位就是768和769。
這裡每個PGD entry和PTE的最後4個bit都是0111b(7)，結合頁表描述符的介紹可以知道，表示的是這8MB的內存是writable的，user和kernel都可以訪問的，present的。
實模式下的工作完成之後，就可以將swapper_pg_dir的物理地址放入CR3，
movl $swapper_pg_dir-0xc0000000,%eax
movl %eax,%cr3 /* set the page table pointer.. */
置PG位為1，進入paging保護模式了
movl %cr0,%eax
orl $0x80000000,%eax
movl %eax,%cr0 /* set paging (PG) bit */
這時接力棒就叫到了paging_init()的手中，由它來完成正式的內核頁表（被稱為master kernel page table）的創建了。master kernel page table中PGD的首地址還是存在swapper_pg_dir變數中的。
參考：
??? ??? API - ARM32
http://parrotshen.blogspot.com/2008/01/test.html
https://www.kernel.org/doc/html/latest/vm/highmem.html
推薦閱讀：
※理解 Linux 中的 /etc/services 文件
※Linux常用命令--系統狀態篇
※如何評價龍芯三號開源電腦主機？
※Exim 的配置
※Linuxer精華文章匯總