承接上文我們講完了頁式管理和段式管理，接下來讓我們深入講解一下快表和二級頁表

快表

快表和計算機組成原理講的Cache原理如出一轍。為了減少訪存的次數(shù)，OS在訪問頁面的時候創(chuàng)建了快表（Translation Lookaside Buffer ，簡稱TLB），包含最近使用過的頁表表項，避免了反復查詢處于內(nèi)存中的頁表。

如圖所示，OS會先根據(jù)TLB是否命中決定是否訪問在內(nèi)存中的頁表，如果命中就直接拿著快表表項組合已有的偏移量構(gòu)成物理地址。反之，OS會繼續(xù)訪問頁表找到對應的頁表項，得到物理地址，然后將該頁表項加入到快表中以備下次查詢。如果快表和頁表都沒有找到，就會引發(fā)缺頁中斷，有關(guān)內(nèi)容我們下一章節(jié)會詳細敘述。

二級頁表

首先，我們先思考一個問題，假設的是32位邏輯地址，頁面大小為4kb，并且假設頁表項大小為4B，那么一個進程最多有多少頁，需要分配的頁框占據(jù)多少空間？

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頁面大小是4KB，也就是需要12位表示業(yè)內(nèi)偏移量，總共有32位邏輯地址，剩余20位組成頁號，也就是一個進程最多有2^{20個頁，每個頁對應一個頁號，而一個頁號對應一個頁表項，則至少需要2}20 *4 = 2^22個字節(jié)的空間存放，即4GB的空間。
實際上，我們普通電腦的內(nèi)存不過8GB、16GB，如果光是一個進程就干掉4GB，那顯然是捉襟見肘的。同時，由于一個進程的頁面是連續(xù)存放的，那么一個進程就要連續(xù)分配4GB/4Kb = 1024個頁面，顯然一次性給一個進程分配這么多頁面也是不合理的。

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實際上，進程不會一次訪問所有的頁面，而是只會訪問特定的頁面，所以我們不需要一次性分配所有的頁面。為了解決進程頁面必須連續(xù)存放的問題，我們采用解決進程在內(nèi)存中連續(xù)存放的思路，使用二級頁表，把頁面存放離散化。

如圖所示，我們已知頁表是一種索引結(jié)構(gòu)，進程有2^20個頁也就是有0~1048575的頁號，我們在此基礎上分組，每1024個為一組，總共就是1024組，然后在每一組中的頁號對1024取余，統(tǒng)一成0~1023。然后再在這1024組上建一層索引，也就構(gòu)成了我們的頁目錄。

奇妙的是，按照1024劃分，每一個二級頁表剛好對應一個頁框，而頁目錄表也是一個頁框（1024*4B = 4KB）。也就是說，我們將原先連續(xù)的頁面按照頁框大小分組，然后在分組上建索引得到了一個新的頁表——頁目錄表。

現(xiàn)在，我們查詢就要分為兩次：先查頁目錄表，對應的內(nèi)存塊號是存二級頁表的內(nèi)存位置，然后再查二級頁表，二級頁表中的內(nèi)存塊號就是實際訪存的內(nèi)存塊號了。

與之對應，二級頁表的邏輯地址結(jié)構(gòu)部分，原先的前20位頁號就要拆成一級頁號和二級頁號。
其中，查頁目錄表就是查一級頁號對應的內(nèi)存塊號，然后根據(jù)該內(nèi)存塊號找到內(nèi)存中對應的二級頁表，然后根據(jù)二級頁號查二級頁表找到對應的內(nèi)存塊號，就是實際訪存的內(nèi)存塊。
而一級頁號總共是10位，因為總共有1024個二級頁表，二級頁號也有10位，因為每個二級頁表有1024個頁表項。

建立多級頁表本質(zhì)上就是建立多重索引。二級頁表就是借助二重索引的迭代查詢來實現(xiàn)對于一重索引的離散化。

舉一個更具體的例子

假設我們的32位的邏輯地址如圖所示，根據(jù)10+10+12的原則，一級頁號就是0，二級頁號就是1，頁內(nèi)偏移就是1023.
我們先在頁目錄表中查一級頁號對應的內(nèi)存塊號3，再到與之對應的二級頁表中查詢二級頁號1，得知內(nèi)存塊號4是最終需要訪問的內(nèi)存塊，結(jié)合頁面大小4KB，最終的訪問地址是4*4K+1023 = 17407。

幾個細節(jié)

一般來說，各級頁表大小不能超過一個頁面，不然就又會出現(xiàn)頁面連續(xù)存放的問題。
所以上述例子中，每級頁表最多2^10個，占用10位，40位邏輯地址就至少需要三級頁表，即（40-12）/ 3 向上取整。

假設不考慮TLB，訪存次數(shù)根據(jù)頁表級數(shù)N而定，因為頁表也是存儲在內(nèi)存中的，所以查詢每一級頁表都需要訪存，最終訪存次數(shù)是N+1。

至于一開始提到的進程自身頁表存儲量最高可達4GB，現(xiàn)有的內(nèi)存容量無法滿足需求的解決方案，我們將會在下一章的虛擬存儲中提及。