Linux内核内存管理分页级别

Question

我正在阅读Bovet和Cesati的“理解Linux内核”一书。在第二章中，在“在Linux中进行分页”一书中，作者提到了如何使用32个没有启用PAE的体系结构来消除页面中间目录和上层目录。我无法理解作者的意思。

他们的治疗方法已经松动，并没有很多直觉。

  

对于没有物理地址扩展的32位体系结构，两个分页级别就足够了。 Linux本质上通过声明它们包含零位来消除Page Upper Directory和Page Middle Directory字段。但是，保留了页面上层目录和页面中间目录在指针序列中的位置，以便相同的代码可以在32位和64位体系结构上工作。内核通过将其中的条目数设置为1并将这两个条目映射到页面全局目录的正确条目，为页面上层目录和页面中间目录保留一个位置。

有人能以更可口的方式解释这个吗？

Answer 1

嗯，我认为这意味着内核总是使用4级页表，可以同时支持普通的32位，PAE和长模式。我认为它们在引用中的含义是PM4L和PDT只设置为一个条目的长度，它只指向下一个条目。这意味着在正常的32位中，你得到这个：

                              /-> Page table
PM4L -> PDT -> Page Directory --> Page table
                              \-> Page table

但是在PAE中，你得到了这个：

PM4L -> PDT -> 512 Page Directories -> 1024 Page tables

在长模式下，你得到了这个：

PM4L -> 512 PDTs -> 512 Page Directories -> 1024 Page tables

但由于总共有4个级别，内核的其余部分具有跨32位，PAE和长模式的统一接口。

Answer 2

目前我正在阅读同一本书，我不想问一个新问题，因为这个问题正好解决了我的问题。
表的通常顺序如下：

PML4 (Linux: PGD) -> PDPT (Linux: PUD) -> PD (Linux: PMD) -> PT

在文中，据说两个级别就足够了，这就是为什么PUD和PMD被消除了＃34;但是这两个表中的任何一个都有一个长度，并按顺序保持正确的顺序 在我的理解中，这意味着PML4（PGD）对应于PD（PMD）并且由到PT的直接指针组成。因此，PUD和PMD被跳过＆＃34;。但我的理解并不符合原问题的正确答案 如果32位应用程序执行系统调用并切换到64位内核模式，这个地址如何解决？在这种情况下，MMU需要四层而不是两层 显而易见，我的理解出了问题，因为事情不能像那样工作。希望有人可以解决问题。