多级分页中第 table 页的详细信息
details about page table walks in multi-level paging
为了简单起见，我将用一个具体的例子来解释我的问题。请注意，我对基本概念很感兴趣。
考虑一个 2 级分页方案，即我们有一个页面目录 table 和多个页面 table。为了将虚拟地址转换为物理地址，我们首先使用虚拟地址的 n 个最高有效位来索引页目录 table。从那里我们获得页面地址 table。使用我们虚拟地址的剩余位，我们索引此页面 table 以找到我们数据的物理地址。
现在我想知道以下问题：Does/Should 页目录 table 存储页 table 的虚拟地址或物理地址？
如果它存储页面 tables 的物理地址，那么这意味着我们不能将任何页面 tables 页面调出到磁盘。但是为了使用多级分页来节省存储空间，我们需要能够将页面 tables 分页到磁盘。那么我们就使用页目录中的虚拟地址table。但这意味着在索引页面目录 table 之后，我们首先必须转换获得的虚拟地址，这需要另一个页面 table 遍历（并且在那个页面 table 遍历中我们必须再次转换一个虚拟地址等）。所以这似乎也不起作用。
显然我错过了一些重要的事情。我有兴趣了解这背后的概念以及实际实施。或者让我知道在哪里可以找到该信息。
现代分层分页设计中的页面目录包含页面 table 的物理地址。例如，https://wiki.osdev.org/Paging 表示 32 位 x86 的格式：PDE 的高 20 位是页面对齐的物理地址，低 12 位包括有效条目的标志。与指向最终物理页面的PTE条目基本相同。
但是当 Present 位被清除时，条目的其余部分可用于保存 OS 想要的任何内容，例如交换 space 中的虚拟地址或偏移量。页面遍历硬件在看到它不存在后就停止了，因此页面遍历失败。 （TLB 未命中成为 #PF 页面错误 OS 以某种方式处理，如果它不是错误推测的结果。）
可以设计一个分页架构，其中页面目录的一些条目（但不是全部）包含页面 table 的虚拟地址。例如，中的分页可以看作是两级的，其中包含页table的地址和长度的三个寄存器对可以统称为一个页目录。其中两个条目包含虚拟地址，第三个条目包含物理地址。可以使用物理地址页 table.
解析虚拟地址页 tables
包含物理地址的条目保存虚拟地址的内核分区的翻译space，并且只能在内核模式下访问。包含虚拟地址的条目是每个进程的，需要在每次上下文切换时更改。这与 x86 分页设计形成对比，在 x86 分页设计中，每个进程都有自己的页面目录，并且必须在每个进程中复制内核映射。也就是说，只有一个寄存器 (CR3) 必须在 x86 中的每个上下文切换时更改。另外，VAX中的tiny"page directory"使得pagetable的内存开销优于flat page时间，但仍然不如x86中使用的balanced hierarchical pagetable。另一个折衷是 32 位 x86 中的所有虚拟地址都必须经过两级内存中转换 4KB 页面，而 VAX 中的内核虚拟地址只需要一个级别的内存中转换，因为第一级被保留在少数寄存器中。这对于x86中比较大的页目录是行不通的。
But in order to use multi-level paging to save storage we need to be able to page-out page tables to disk.
一般来说，使页面 table 可分页对于减少分页结构的内存开销不是很重要。虚拟内存分配器应该（并且确实）尝试从页面的最低可用级别 table 开始尽可能密集地分配内存，而更高级别页面目录中的许多条目根本不是 "present"，而不是指向整个 table 的 1024 个条目 (4kiB)，它们的 Present 位已被清除。尽管经过长时间的分配和释放，页面 table 可能会在最内层变得稀疏，但在其他层变得密集。这是调出页面 table 的地方，尤其是在可用或剩余物理内存总量不足的平台上。在 Windows 上，页面 table 可以在除顶部之外的所有级别上分页。 Linux 页 table 不可分页。
（或者使用大页面：页面目录条目实际上是将 4MiB 的虚拟内存转换为连续的 4MiB 的物理内存。所以你再次避免了 4kiB 的页面 table space 但是该虚拟内存映射而不是不存在。）
分页 tables 可以在 x86 上完成，使用 PDE 上的 Present 位并将其其余部分用作元数据来区分不应该映射和分页。
在 x86 上，您必须让页面错误处理程序手动遍历页面 tables（或在其他结构中查找）以查明它是否真的是无效页面错误，或者如果你到达了一个逻辑上应该存在的不存在的页面目录条目，并且需要在页面的一部分进行分页 table 并让任务重试其内存访问。
（然后这可能会导致另一个页面错误从 4k 页面调入实际数据。）请注意，硬件页面遍历比页面 faults 便宜得多，并且可以在乱序执行期间推测性地发生 "in the background"。
将分配分组到与现有分配相同的 4M 区域（或在 x86-64、2M 或 1G 上）避免需要新的 4k 页 PTE，而只是将一些现有 PTE 更改为 Present。
(x86-64 使用 4 级页面 tables，每级 9 位 4*9 + 12 = 48 位虚拟。经典 32 位 x86 使用 2 级，每级 10 位: 2*10 + 12 = 32 位虚拟。)
多级页面table的引入是为了减轻单级页面table的内存开销，它随着虚拟地址space的大小线性增长（乘以物理地址大小的对数 space 因为每个页面 table 条目存储页面的物理地址）。在单级页table设计中，根据定义，单页table不能部分存在于物理内存中。即使使用多级页面 table，分配也可能最终稀疏地分布在页面的最内层 table。在这种情况下，页面table消耗的物理内存总量可能占处理器（甚至整个系统）消耗的所有物理内存的很大一部分。这就是使页面 table 可分页很有用的原因。
在所有进程中相同的内核映射可以为其页面 table 共享相同的物理页面，由每个页面目录中 PDE 的高半部分指向。 （它们还将设置全局位，因此在更改 CR3 时它们不会失效，因此您甚至可能不需要为它们进行页面遍历。但是如果需要页面遍历来解决 TLB 未命中，那么同一组PTE 可以在数据缓存中保持热。)
为了简单起见，我将用一个具体的例子来解释我的问题。请注意，我对基本概念很感兴趣。
考虑一个 2 级分页方案，即我们有一个页面目录 table 和多个页面 table。为了将虚拟地址转换为物理地址，我们首先使用虚拟地址的 n 个最高有效位来索引页目录 table。从那里我们获得页面地址 table。使用我们虚拟地址的剩余位，我们索引此页面 table 以找到我们数据的物理地址。
现在我想知道以下问题：Does/Should 页目录 table 存储页 table 的虚拟地址或物理地址？
如果它存储页面 tables 的物理地址，那么这意味着我们不能将任何页面 tables 页面调出到磁盘。但是为了使用多级分页来节省存储空间，我们需要能够将页面 tables 分页到磁盘。那么我们就使用页目录中的虚拟地址table。但这意味着在索引页面目录 table 之后，我们首先必须转换获得的虚拟地址，这需要另一个页面 table 遍历（并且在那个页面 table 遍历中我们必须再次转换一个虚拟地址等）。所以这似乎也不起作用。
显然我错过了一些重要的事情。我有兴趣了解这背后的概念以及实际实施。或者让我知道在哪里可以找到该信息。
现代分层分页设计中的页面目录包含页面 table 的物理地址。例如，https://wiki.osdev.org/Paging 表示 32 位 x86 的格式：PDE 的高 20 位是页面对齐的物理地址，低 12 位包括有效条目的标志。与指向最终物理页面的PTE条目基本相同。
但是当 Present 位被清除时，条目的其余部分可用于保存 OS 想要的任何内容，例如交换 space 中的虚拟地址或偏移量。页面遍历硬件在看到它不存在后就停止了，因此页面遍历失败。 （TLB 未命中成为 #PF 页面错误 OS 以某种方式处理，如果它不是错误推测的结果。）
可以设计一个分页架构，其中页面目录的一些条目（但不是全部）包含页面 table 的虚拟地址。例如，
包含物理地址的条目保存虚拟地址的内核分区的翻译space，并且只能在内核模式下访问。包含虚拟地址的条目是每个进程的，需要在每次上下文切换时更改。这与 x86 分页设计形成对比，在 x86 分页设计中，每个进程都有自己的页面目录，并且必须在每个进程中复制内核映射。也就是说，只有一个寄存器 (CR3) 必须在 x86 中的每个上下文切换时更改。另外，VAX中的tiny"page directory"使得pagetable的内存开销优于flat page时间，但仍然不如x86中使用的balanced hierarchical pagetable。另一个折衷是 32 位 x86 中的所有虚拟地址都必须经过两级内存中转换 4KB 页面，而 VAX 中的内核虚拟地址只需要一个级别的内存中转换，因为第一级被保留在少数寄存器中。这对于x86中比较大的页目录是行不通的。
But in order to use multi-level paging to save storage we need to be able to page-out page tables to disk.
一般来说，使页面 table 可分页对于减少分页结构的内存开销不是很重要。虚拟内存分配器应该（并且确实）尝试从页面的最低可用级别 table 开始尽可能密集地分配内存，而更高级别页面目录中的许多条目根本不是 "present"，而不是指向整个 table 的 1024 个条目 (4kiB)，它们的 Present 位已被清除。尽管经过长时间的分配和释放，页面 table 可能会在最内层变得稀疏，但在其他层变得密集。这是调出页面 table 的地方，尤其是在可用或剩余物理内存总量不足的平台上。在 Windows 上，页面 table 可以在除顶部之外的所有级别上分页。 Linux 页 table 不可分页。
（或者使用大页面：页面目录条目实际上是将 4MiB 的虚拟内存转换为连续的 4MiB 的物理内存。所以你再次避免了 4kiB 的页面 table space 但是该虚拟内存映射而不是不存在。）
分页 tables 可以在 x86 上完成，使用 PDE 上的 Present 位并将其其余部分用作元数据来区分不应该映射和分页。
在 x86 上，您必须让页面错误处理程序手动遍历页面 tables（或在其他结构中查找）以查明它是否真的是无效页面错误，或者如果你到达了一个逻辑上应该存在的不存在的页面目录条目，并且需要在页面的一部分进行分页 table 并让任务重试其内存访问。
（然后这可能会导致另一个页面错误从 4k 页面调入实际数据。）请注意，硬件页面遍历比页面 faults 便宜得多，并且可以在乱序执行期间推测性地发生 "in the background"。
将分配分组到与现有分配相同的 4M 区域（或在 x86-64、2M 或 1G 上）避免需要新的 4k 页 PTE，而只是将一些现有 PTE 更改为 Present。
(x86-64 使用 4 级页面 tables，每级 9 位 4*9 + 12 = 48 位虚拟。经典 32 位 x86 使用 2 级，每级 10 位: 2*10 + 12 = 32 位虚拟。)
多级页面table的引入是为了减轻单级页面table的内存开销，它随着虚拟地址space的大小线性增长（乘以物理地址大小的对数 space 因为每个页面 table 条目存储页面的物理地址）。在单级页table设计中，根据定义，单页table不能部分存在于物理内存中。即使使用多级页面 table，分配也可能最终稀疏地分布在页面的最内层 table。在这种情况下，页面table消耗的物理内存总量可能占处理器（甚至整个系统）消耗的所有物理内存的很大一部分。这就是使页面 table 可分页很有用的原因。
在所有进程中相同的内核映射可以为其页面 table 共享相同的物理页面，由每个页面目录中 PDE 的高半部分指向。 （它们还将设置全局位，因此在更改 CR3 时它们不会失效，因此您甚至可能不需要为它们进行页面遍历。但是如果需要页面遍历来解决 TLB 未命中，那么同一组PTE 可以在数据缓存中保持热。