本文是在基本分页存储管理的基础上对分页管理的优化。在上篇文章中说到，操作系统会为每个进程建立一张页表，实现页号和内存块号之间的对应关系。本文从单级页表存在的问题引出两级页表，以及两级页表如何实现地址的变换。

1单级页表存在的问题

假设某计算机系统按字节寻址，支持32位逻辑地址，采用分页存储管理，页面大小为4KB，页表项长度为4B。

4KB = 212B，因此页内地址要用12位表示，剩余20位表示页号。——上篇文章 第三节的结论。

因此，该系统中用户进程最多有220页。相应的，一个进程的页表中，最多会有220个页表项，所以一个页表最大需要220 * 4B = 222B。一个页框(内存块)大小为4B，所以需要222/212 = 210个页框存储该页表。而页表的存储是需要连续存储的，因为根据页号查询页表的方法：K号页对应的页表项的位置 = 页表起始地址 + K * 4B(页表项长度)，所以这就要求页表的存储必须是连续的。

回想一下，当初为什么使用页表，就是要将进程划分为一个个页面可以不用连续的存放在内存中，但是此时页表就需要1024个连续的页框，似乎和当时的目标有点背道而驰了....

此外，根据局部性原理可知，很多时候，进程在一段时间内只需要访问某几个页面就可以正常运行了。因此也没有必要让整个页面都常驻内存。

所以，单级页表存在以上两个问题。

2 两级页表

如何解决页表过大需要连续存储的问题呢？这个问题可以参考进程太大需要连续存储的答案。因为页表必须连续存放，所以可以将页表再分页。

解决方案：可以将长长的页表进行分组，使每个页面中刚好可以放下一个分组(如上面的例子中，页面的大小4KB)，每个页表项4B，所以每个页面中可以存放1K个(1024)个页表项，因此每1K个连续的页表项为一组，每组刚好占一个页面，再讲各组离散的放在各个内存块中)。这样就需要为离散的页表再建立一张页表，称为页目录表，或外层页表，或顶层页表。

还是面的例子，32位的逻辑地址空间，页表项大小为4B，页面大小4KB，则页内地址占12位，单级页表结构逻辑结构图如下图所示

使用单级页表的情况

将页表分为分为1024个表，每个表中包含1024个页表项，形成二级页表。二级页表结构的逻辑地址结构如下图

两级页表如何实现地址转换：

(1) 按照地址结构将逻辑地址拆成三个部分。

(2) 从PCB中读取页目录起始地址，再根据一级页号查页目录表，找到下一级页表在内存中存放位置。

(3) 根据二级页号查表，找到最终想要访问的内存块号。

(4) 结合页内偏移量得到物理地址。

下面以一个逻辑地址为例。将逻辑地址(0000000000,0000000001,11111111111)转换为物理地址的过程。

3 虚拟存储技术

再解决了页必须连续存放的问题后，再看如何第二个问题：没有必要让整个页表常驻内存，因为进程一段时间内可能只需要访问某几个特定的页面。

解决方案：可以在需要访问页面时才把页面调入内存——虚拟存储技术(后面再说)。可以在页表中增加一个标示位，用于表示该页表是否已经调入内存。

4 几个问题

(1) 若采用多级页表机制，则各级页表的大小不能超过一个页面。

举例说明，某系统按字节编址，采用40位逻辑地址，页面大小为4KB，页表项大小为4B，假设采用纯页式存储，则要采用()级页表，页内偏移量为()位？

页面大小 = 4KB，按字节编址，因此页内偏移量为12位。

页号 = 40 - 12 = 28位。

页面大小 = 4KB，页表项大小 = 4B，则每个页面可存放1024个页表项。因此各级页表最多包含1024个页表项，需要10个二进制位才能映射到1024个页表项，因此每级页表对应的页号应为10位二进制。共28位的页号至少要分为3级。

(2) 两级页表的访问次数分析(假设没有页表)：

(1) 第一次访问：访问内存中的页目录表。

(2) 访问内存中的二级目录。

(3) 访问目标内存单元。

从上面可以看出，两级页表虽然解决了页表需要连续存储的问题，但是同时也增加了内存的访问次数。

4 小结