什么是操作系统页表项？
以x86的机器为例，当允许paging的时候：
1、页表分了两级，32位地址被划分为10,10,12
2、CR3寄存器装了***级页表（也叫页目录）的物理地址，这个地址一定是对齐到一个页框的边界的。这个对应的页框将装着***级页目录，也就是说，页目录用掉了4KB，其中含有1024个页目录项，每个项占4Byte。每个项有20位是下一级的一个页表的位置。而另外的12位用于存放一些控制位。
3、为了定位一个虚拟地址，先拆出前10位，配合CR3找到相应的页目录项，然后得到了对应页表的地址，在没有错误的情况下再把线性地址的中间10位拿出来找到相应的页表项，然后就读出了20位的这个线性地址对应的页框，再加上12位就得到了物理地址。
在分页系统中，为每个进程配置了一张页表，进程逻辑地址空间中的每一页，在页表中都对应有一个页表项。
因为题中说逻辑空间32页，所以对应最多为32个页表项； 逻辑空间每页的大小和物理空间每页大小是相同的，所以物理块数=物理空间大小/页大小=1M/1K=2^9，故每个页表项至少有9位； 物理块跟页表项关系。
页面大小和页表项之间有必然的联系么？
一、理解这样一个概念，操作系统为了方便管理内存，将内存划分成很若干个页，每个页表项就代表一个页的地址（页的地址，不是内存地址）。
二、4B大小的页表项，意味着支持***的页表数是2的32次方=4294967296 (4B=32bit)，一个页的大小4K，那么4B大小的页表项，表示操作系统支持4294967296*4K = 16GB大的内存。
三、现在问题是页表占用一定的内存。
（一）现在假设有2GB（一定要小于16GB）内存。
1、那么它一共有2GB/4KB=512K个页，也就是说页表项有512K项，而每个页表项的大小4B，那么页表在内存中占用的大小是：512K*4B=2MB，意味着，只要2MB就可以表示512K个页（每个页是4KB，总内存大小是2G），它页表本身占用了2MB/4K=512个页。
2、这一题 就是问你1个页可以表示多少个页表项，4KB/4B=1024个页表项。页面大小与页表项没有绝对的关系，但它们有这样关系：
（二）页面大小 * 2 ^(页表项大小)=操作系统***支持内存大小（虚拟内存）
1、本题是 4K * 2^(4B) = 16GB
2、页表占用内存 = 操作系统内存/页面大小 * 页表项大小，本题是,假设操作系统内存为2GB。 2GB/4KB*4B = 2MB
3、页表占用的页数是=页表占用内存/页面大小，这题同上假设2MB/4K=512个页。
扩展资料
一、地址结构
1、逻辑地址：CPU所生成的地址。CPU产生的逻辑地址被分为 :p （页号） 它包含每个页在物理内存中的基址，用来作为页表的索引；d （页偏移），同基址相结合，用来确定送入内存设备的物理内存地址。
2、物理地址：内存单元所看到的地址。逻辑地址空间为2^m，且页大小为2^n，那么逻辑地址的高m－n位表示页号，低n位表示页偏移。
3、逻辑地址空间:由程序所生成的所有逻辑地址的集合。
4、物理地址空间:与逻辑地址相对应的内存中所有物理地址的集合,用户程序看不见真正的物理地址。
5、注：用户只生成逻辑地址，且认为进程的地址空间为0到max。物理地址范围从R+0到R+max，R为基地址,地址映射－将程序地址空间中使用的逻辑地址变换成内存中的物理地址的过程。由内存管理单元（MMU）来完成。
6、分页逻辑地址 =P(页号).d(页内位移)
7、分页物理地址=f(页帧号).d(同上)
8、P = 线性逻辑地址/页面大小
9、d= 线性逻辑地址-P*页面大小
二、基本分页存储管理方式
用固定大小的页(Page)来描述逻辑地址空间，用相同大小的页框(frame)来描述物理内存空间，由操作系统实现从逻辑页到物理页框的页面映射，同时负责对所有页的管理和进程运行的控制。
三、分级页表
1、一个32位逻辑地址空间的计算机系统，页大小为4KB，那么页表有一百万条目。假设每个条目占4B，则需要4MB物理地址空间来存储页表本身。利用多级页表，可以减少页表所占用的空间。
2、一个逻辑地址(32位系统，页大小 4K) 可以被分为 :一个20位的页号 +一个12位的偏移。如果对页表进行再分页，那么页号分解为:一个10位的页号 +一个10位的偏移。因此，一个逻辑地址表示如下 :p1 是用来访问外部页表的索引, p2 是外部页表的页偏移。
参考资料来源：百度百科-页表
内存管理技术一：页表
操作系统分为用户模式和内核模式，riscv架构也分为特权架构和非特权架构。特权架构指的是因为定时器中断，异常和系统调用等情况，进程从用户模式切换到内核模式时，对一些特权架构的寄存器进行一系列的操作，也是用户态和内核态可以进行分离的实现原理。
Satp（Supervisor Address Translation and Protection Register） 寄存器是虚拟地址转换的一个非常重要的寄存器，下图展示了stap寄存器的内容。
如果直接将虚拟地址一一对应映射到物理地址，那么对于页表机制的空间需求太大了。
比如全中国14亿人，如果每个人的信息都是中国浙江嘉兴海宁奕斯伟xxx，那么14亿人占据的信息大小就会非常大。而如果对信息进行分类，比如同属中国，保留34个省，再保留下面的县，那么需要保存的数据量将会变得非常小（类似于填写快递收货地址）。页表的分页机制就是类似这种原理。
先来看虚拟地址的组成：
再来看转换后的物理地址：
页表项（page table entry）是页表中存储的内容，是寻址的媒介与核心。sv32中，页表包含了2^10个PTEs，每个页表项为4个字节。下图展示了PTE的组成。
V位表示PTE是否有效，如果V=0，则PTE中的其他位是无效的。R，W，X分别表示页的可读，可写，可执行权限。当这三位都为0时，PTE中的PPN表示的是指向下一级页表的物理页号。下图表示的是，XWR在不同的权限位时，PTE的含义。
RSW保留供supervisor模式下使用，此处可以暂时忽略。
每个lead PTE（即表示虚拟地址对应物理页号的PTE）都包含A（access）和D（dirty）位。其中A位表示虚拟页在上次A被清零之后是否被读/写/执行过。D位表示虚拟页在D位上次被清零之后是否被写过。正常情况下将A和D位置1来提高效率。对于non-leaf PTE，D，A，U位被保留用作未来的标准使用，并且必须被软件清零。
Sv32虚拟地址va被转化成物理地址pa的过程如下：
32位操作系统的页表转换只有sv32一种，已经在2.3.4中详细讲述。64位操作系统根据satp寄存器的MODE位可以分为sv39和sv48等多种页表转换方式，但原理其实和sv32差不多。sv39采用的是三级页表，sv48为四级页表，下图分别展示了在sv39和sv48时的虚拟地址，物理地址和页表项pte。
下图来自MIT的xv6操作系统课程对sv39三级页表映射方案从虚拟地址到物理地址地址转换的总结。
产生page f***lt的情况有很多种，比如因为懒加载机制，并没有给当前虚拟地址分配物理地址；根据地址转换的安全性检查，也会产生page f***lt；或者pte因为物理存储机制被存放至磁盘空间，也需要page f***lt进行swap等等。本章节将会讲述产生page f***lt的原因，后续章节中会讲述xvisor是如何具体处理page f***lt的。下图展示了在地址转换的过程中出现page f***lt的情形：
内核空间的处理比较简单，也不容易出现page f***lt的情况，只要处理vmalloc即可。对于用户空间来说，page f***lt的处理要考虑的情况比较多。首先要对虚拟地址的合法性进行检查。如果一个地址不在合法的VMA区间内，就判定为bad area，并处罚segmentation f***lt。如果在地址合法的情况下，首先考虑是否是因为用户控件的malloc懒加载机制。
因为malloc是动态分配内存机制，并且为了节省内存，内核并不会立刻为其分配物理内存，而是只是对vma进行信息记录。当地址真正被使用到的时候，处罚page f***lt，通过mmap建立对应的heap和stack内存区域的映射。在x86的实现机制中，还有一种情况（riscv的linux需要考证），就是在pte页表项的P位为0时，表明该页表项是存在的。只是从内存空间拷贝至了外部磁盘空间，需要调用swap_page将页面的内容拷贝回内存。
MIT操作系统课程
兰新宇：linux内核和虚拟化博客
riscv特权架构文档
微信读书：qemu/kvm源码解析与应用
《系统虚拟化》
一个页表项有多大？？？
（1）32bit地址空间，可寻址的地址为4G，如果按字节寻址，可寻址的内存大小为4GB。每个页面4KB，那么按页面寻址，则需要4GB/4KB=2^20个地址（页面个数），即用20位来寻址。页表项=页面数=20位。页表项应该是1M个，而不是4B。每个页表项如果是1B,则用内存空间是1MB。教材上是对的，你的参照书错了。页表项一般不为一字节，在WINDOWS系统中，按4KB分页。页表是4KB大小，放入一个物理页面中。页表项是32位，有1024个页表项，前20位表示对应的物理页面，后12放各种标志位。（2）多级页表和一级页表是一样的，是不过是用递归来实现地址的不断划分。多级页表中的页表都是存在内存中。如果是内存分页系统，一般是存在内存的一个物理页中。从页表寄存器中得到一级页表的物理地址，再根据地址格式，从一级页表的物理地址中读出数据所在的二级页表的的地址，依此递推，直到取出最后级页表，读出数据所在内存中的页面，再加上地址格式中的偏移量，就得出了真正的物理地址。
希望对你有所帮助。
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什么是页表项？
以x86的机器为例，当允许paging的时候：
页表分了两级，32位地址被划分为10,10,12
CR3寄存器装了***级页表（也叫页目录）的物理地址，这个地址一定是对齐到一个页框的边界的。这个对应的页框将装着***级页目录，也就是说，页目录用掉了4KB，其中含有1024个页目录项，每个项占4Byte。这每个4byte就是你所要问的东西了。每个项有20位是下一级的一个页表的位置（为什么是20位呢？因为intel设计的页表是对其到4KB的边界的，于是只要20位地址，再左移12位就得到了这个地址）。而另外的12位用于存放一些控制位，常见的有present，user, dirty, accessed，r/w等，具体的查intel的开发者手册，上面讲的很详细。页表项和页目录项内容差不多，稍有区别。
为了定位一个虚拟地址（在x86里应该是分段后的地址，叫线性地址），先拆出前10位，配合CR3找到相应的页目录项，然后得到了对应页表的地址，在没有错误的情况下再把线性地址的中间10位拿出来找到相应的页表项，然后就读出了20位（还没左移12位，页框肯定是对齐到4KB的边界的）的这个线性地址对应的页框，再加上12位就得到了物理地址。
页表项的介绍就聊到这里吧，感谢你花时间阅读本站内容，更多关于页表项长度和页面大小、页表项的信息别忘了在本站进行查找喔。