承接前文分段機制，本文深入分析 80386 保護模式下的分頁機制。分頁是實現虛擬記憶體的關鍵，將 4GB 線性位址空間劃分為 4KB 頁框，透過兩級頁表將線性位址轉換為實體位址，並由 TLB (Translation Lookaside Buffer) 加速轉換過程。

一、 控制暫存器與分頁啟用

CR0 控制暫存器關鍵位元：

• PE (Protection Enable, bit 0)：1 = 保護模式，0 = 實模式。
• PG (Paging, bit 31)：1 = 啟用分頁，0 = 停用分頁 (線性位址 = 實體位址)。

啟用分頁需先載入 CR3 (頁目錄基址)，再置 PG=1。CR2 儲存導致頁錯誤的線性位址，供處理程式使用。

二、 兩級頁表結構設計動機

32 位元線性位址空間 = 4GB。若採用單級頁表，每頁 4KB，共 1M 頁。每個頁表項 (PTE) 4 字節 → 頁表大小 4MB，且需連續實體記憶體，極不實用。

Linux 採用 兩級頁表：

• 頁目錄 (Page Directory)：1K 項目 (10 位元索引)，大小 4KB，恰好佔滿一頁。
• 頁表 (Page Table)：每個頁目錄項指向一張頁表，每張頁表 1K 項目 (10 位元索引)，大小 4KB。

總頁表項數 = 1K × 1K = 1M，覆蓋 4GB 空間，但只需為實際使用的區域分配頁表，極大節省記憶體。

三、 線性位址結構與轉換流程

32 位元線性位址劃分為三段：

 31          22 21          12 11           0
+--------------+--------------+--------------+
|  目錄索引(10) |  頁表索引(10) |  頁內偏移(12) |
+--------------+--------------+--------------+

轉換步驟

1. 頁目錄查找：CR3 存放頁目錄實體基址。取線性位址 [31:22] 作為索引，乘 4 加上 CR3 基址 → 頁目錄項 (PDE) 實體位址。讀取 PDE，取得頁表實體基址 (PDE[31:12] << 12)。
2. 頁表查找：取線性位址 [21:12] 作為索引，乘 4 加上頁表基址 → 頁表項 (PTE) 實體位址。讀取 PTE，取得頁框實體基址 (PTE[31:12] << 12)。
3. 形成實體位址：頁框基址 + 線性位址 [11:0] (頁內偏移) = 最終 32 位元實體位址。

PDE / PTE 旗標位 (關鍵)

• Present (P, bit 0)：1 = 頁面在實存，0 = 頁面不在實存 (觸發頁錯誤)。
• Read/Write (R/W, bit 1)：1 = 可讀寫，0 = 唯讀。
• User/Supervisor (U/S, bit 2)：1 = 用戶態可存取，0 = 僅核心態。
• Accessed (A, bit 5)：CPU 存取時自動置 1。
• Dirty (D, bit 6, 僅 PTE)：寫入時自動置 1，供換出判斷。
• Page Size (PS, bit 7, 僅 PDE)：1 = 4MB 大頁 (Pentium+)，0 = 4KB 標準頁。

四、 頁面快取：TLB (Translation Lookaside Buffer)

TLB 是 CPU 內部的全相聯/組相聯快取，儲存近期使用的「線性頁號 → 實體頁框」映射。命中時直接獲得實體頁框，省去兩級頁表查詢。Context Switch 時需刷新 TLB (載入新 CR3 自動刷新)，或使用 invlpg 指令刷新單一條目。

五、 Linux 核心中的頁表管理

• pgd_t、pmd_t、pte_t：核心定義的頁目錄項、頁中間目錄項 (三級/四級架構)、頁表項類型，封裝架構差異。
• pgd_offset(mm, addr)、pmd_offset()、pte_offset()：三級/四級通用查找巨集。
• mk_pte(page, prot)、pte_mkwrite()、pte_mkclean()：PTE 屬性構建與修改。
• __get_free_pages()、alloc_page()：頁框分配器 (Buddy System)。

六、 總結

兩級分頁機制以 4KB 頁框為基本單位，透過頁目錄 + 頁表層級間接映射，實現稀疏位址空間的高效管理。TLB 硬體快取消除查表開銷，使虛擬記憶體效能接近實體記憶體。理解位址拆分、PDE/PTE 旗標、頁錯誤處理流程，是掌握 Linux 記憶體管理、除錯頁錯誤、開發核心模組的基石。