页表必须连续存放,因此当页表很大时,需要占用很多个连续的页框

将长长的页表进行分组,使每个内存块刚好可以放入一个分组

比如页面大小 4KB ,每个页表项 4B ,每个页面可存放 1K 个页表项,因此每 1K 个连续的页表项为一组,每组刚好占一个内存块,再将各组离散地放到各个内存块中

另外,要为离散分配的页表再建立一张页表,称为页目录表,或称外层页表,或称顶层页表

1. 两级页表原理

单级页表的逻辑地址结构: 32 位逻辑地址空间，页表项大小为 4B，页面大小为 4KB，则页内地址占 12 位

31 $\cdots\cdots$ 12 11 $\cdots\cdots$ 0
页号 页内偏移量

二级页表的逻辑地址结构:

31 $ \cdots\cdots $ 22 21 $\cdots\cdots$ 12 11 $\cdots\cdots$ 0
一级页号 二级页号 页内偏移量

2.地址变换

例: 将逻辑地址(0000000000,0000006004,111111121112)转换为物理地址(用十进制表示)

  1. 按照地址结构将逻辑地址拆分成三部分
  2. 从 PCB 中读出页目录表始址，再根据一级页号查页目录表，找到下一级页表在内存中的存放位置
  3. 根据二级页号查表，找到最终想访问的内存块号
  4. 结合页内偏移量得到物理地址

最终要访问的内存块号为: $4$

该内存块的起始地址为: $4 \times 4096= 16384$

页内偏移量为: $1023$

最终的物理地址为: $16384 + 1023 = 17407$

3. 缺页中断

根据局部性原理可知，没有必要让整个页表常驻内存，因为进程在一段时间内可能只需要访问某几个特定的页面，因此可以在需要访问页面时才把页面调入内存(虚拟存储技术)。可以在页表项中增标志位,用于表示该页面是否已经调入内存

若想访问的页面不在内存中，则产生缺页中断(内中断)，然后将目标页面从外存调入内存

4. 注意

  1. 若采用多级页表机制，则各级页表的大小不能超过一个页面

    某系统按字节编址，采用 40 位逻辑地址，页面大小为 4KB，页表项大小为 4K，假设来用纯页式存储，则要采用()级页表，页内偏移量为()位

    页面大小 = $4KB = 2^{12}B$，按字节编址，因此页内偏移量为 12 位
    页号: $40-12=28$ 位
    页面大小 = $2^{12}B$，页表项大小=4B，则每个页面可存放 $2^{12} / 4=2^{10}$ 个页表项
    因此各级页表最多包含 $2^{10}$ 个页表项，需要 10 位二进制位才能映射到 2M 个页表项，因此每一级的页表对应页号应为10位。总共28位的页号至少要分为三级:

    如果只分为两级页表，则一级页号占 18 位，也就是说页目录表中最多可能有 $2^{18}$ 个页表项，一个页面是放不下这么多页表项的。

  2. 两级页表的访存次数分析(假设没有快表机构)

    • 第一次访存: 访问内存中的页目录表
    • 第二次访存: 访问内存中的二级页表
    • 第三次访存: 访问目标内存单元