2.1 页全局目录
页全局目录表，最多可包含1024个页目录项，每个页目录项为4个字节，算起来正好一个页面，结构如图所示：
·第0位是存在位，Present标志：如果被置为1，所指的页（或页表）就在主存中；如果该标志为0，则这一页不在主存中，此时这个表项剩余的位可由操作系统用于自己的目的。如果执行一个地址转换所需的页表项或页目录项中Present标志被清0，那么分页单元就把该线性地址存放在控制寄存器cr2中，并产生14号异常：缺页异常。（我们将在后面的一系列博客中重点讨论Linux如何使用这个字段）。
·第1位是读/写位，第2位是用户/管理员位，Read/Write标志：含有页或页表的存取权限（Read/Write或Read）；User/Supervisor标志：含有访问页或页表所需的特权级。这两位为页目录项提供硬件保护。当特权级为3的进程要想访问页面时，需要通过页保护检查，而特权级为0的进程就可以绕过页保护，如图所示：
·第3位是PWT（PageWrite-Through）位，表示是否采用写透方式，写透方式就是既写内存（RAM）也写高速缓存,该位为1表示采用写透方式
·第4位是PCD（Page Cache Disable）位，表示是否启用高速缓存,该位为1表示启用高速缓存。
·第5位是访问位，Accessed标志：当对页目录项进行访问时，A位=1。每当分页单元对相应页框进行寻址时就设置这个标志。当选中的页被交换出去时，这一标志就可以由操作系统使用。分页单元从不重置这个标志；而是必须由操作系统去做。
·第6位Dirty标志，对于页全局目录项，其始终为1。
·第7位是Page Size标志，只适用于页目录项。如果置为1，页目录项指的是4MB的页面，请看后面的扩展分页。
·第8位是Global 标志：只应用于页表项。这个标志是在PentiumPro引入的，用来防止常用页从TLB高速缓存中刷新出去。只有在cr4寄存器的页全局启用（Page GlobalEnable，PGE）标志置位时这个标志才起作用。
·第9~11位由操作系统专用，Linux也没有做特殊之用
2.2 页表80386的每个页目录项指向一个页表，页表最多含有1024个页面项，每项4个字节，包含页面的起始地址和有关该页面的信息。页面的起始地址也是4K的整数倍，所以页面的低12位也留作它用，如图所示。
第31~12位是20位物理页面地址，除第6位外第0～5位及9~11位的用途和页目录项一样，第6位是页面项独有的，当对涉及的页面进行写操作时，D位被置1。
4GB的存储器只有一个页目录，它最多有1024个页目录项，每个页目录项又含有1024个页面项，因此，存储器一共可以分成1024×1024=1M个页面。由于每个页面为4K个字节，所以，存储器的大小正好最多为4GB。
2.3 线性地址到物理地址的转换
当访问一个操作单元时，如何由分段结构确定的32位线性地址通过分页操作转化成32位物理地址呢？过程如图所示。
第一步，CR3包含着页目录的起始地址，用32位线性地址的最高10位A31~A22作为页目录的页目录项的索引，将它乘以4，与CR3中的页目录的起始地址相加，形成相应页表的地址。
第二步，从指定的地址中取出32位页目录项，它的低12位为0，这32位是页表的起始地址。用32位线性地址中的A21~A12位作为页表中的页面的索引，将它乘以4，与页表的起始地址相加，形成32位页面地址。
第三步，将A11~A0作为相对于页面地址的偏移量，与32位页面地址相加，形成32位物理地址。
下面，我们就通过一个实例来介绍一下常规分页是如何工作的。我们假定内核已给一个正在运行的进程分配的线性地址空间范围是0x20000000到0x2003ffff（3GB线性地址空间是一个上限，用户态进程只是引用其中的一个子集）。这个空间正好由64页面组成。其实我们并不必关心包含这些页的页框的物理地址，为什么呢？事实上，其中的一些页甚至可能不在主存中。我们只关注页表项中剩余的字段。
让我们从分配给进程的线性地址的最高10位开始。这两个地址都以2开头后面跟着0，因此高10位有相同的值，即0x080或十进制的128。因此，这两个地址的页目录（Directory字段）都指向进程页目录的第129项。相应的目录项中必须包含分配给该进程的页表的物理地址。如果没有给这个进程分配其它的线性地址，页目录的其余1023项都填为0。
中间10位的值（即Table字段的值）范围从0到0x03f，或十进制的从0到63。因而只有页表的前64个表项是有意义的，其余960表项都填0。
假设进程需要读线性地址0x20021406中的字节。这个地址由分页单元按下面的方法处理：
1. Directory字段的0x80用于选择页目录的第0x80目录项，此目录项指向和该进程的页相关的页表。
2. Table字段0x21用于选择页表的第0x21表项，此表项指向包含所需页的页框。
3. 最后，Offet字段0x406用于在目标页框中读偏移量为0x406中的字节。
如果页表第0x21表项的Present标志为0，则此页就不在主存中；在这种情况下，分页单元在线性地址转换的同时产生一个缺页异常。无论何时，当进程试图访问限定在0x20000000到0x2003ffff范围之外的线性地址时，都将产生一个缺页异常，因为这些页表项都填充了0，尤其是它们的Present标志都被清0。
当今，Linux采用了一种同时适用于32位和64位系统的普通分页模型。前面我们看到，两级页表对32位系统来说已经足够了，但64位系统需要更多数量的分页级别。直到2.6.10版本，Linux采用三级分页的模型。从2.6.11版本开始，采用了四级分页模型： |
