分頁表（page table）是一種數據結構，它用於電腦作業系統中的虛擬記憶體系統，其儲存了虛擬地址到實體位址間的對映。虛擬地址在訪問行程中是唯一的，而實體位址在硬件（比如主記憶體）中是唯一的[1]。
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分頁表的角色
在作業系統中使用虛擬記憶體，每個行程會認為使用一塊大的連續的主記憶體。事實上，每個行程的主記憶體散佈在實體記憶體的不同區域。或者可能被調出到備份儲存中(一般在硬碟)。當一個行程請求自己的主記憶體，作業系統負責把程式生成的虛擬地址，對映到實際儲存的實體記憶體上。作業系統在分頁表中儲存虛擬地址到實體位址的對映。每個對映被稱為分頁表項（page table entry，PTE）。
轉換過程
CPU的主記憶體管理單元（memory management unit MMU）儲存最近用過的對映快取，來自作業系統分頁表。被稱為轉譯後備緩衝區（translation lookaside buffer, TLB）。TLB是一個索引快取。
當需要將虛擬地址轉換為實體位址時，首先搜尋TLB。如果找到匹配（TLB命中），則返回實體位址並繼續記憶體訪問。然而，如果沒有匹配（稱為TLB未命中），則記憶體管理單元或作業系統TLB未命中處理器通常會尋找頁表中的地址對映以檢視是否存在對映（頁面遍歷）。如果存在，則將其寫回TLB（這必須完成，因為硬件通過虛擬記憶體系統中的TLB訪問記憶體），並且重新啟動錯誤指令（這也可以並列發生）。此後續轉換將找到TLB命中，並且主記憶體訪問將繼續。
轉換失敗
有兩種原因導致分頁表尋找失敗。第一種，如果該地址沒有可用的轉換，這意味該虛擬地址的記憶體訪問是無效的。這通常是程式錯誤導致，作業系統需要處理這個問題。現代作業系統會傳送一個段錯誤訊號給出錯程式。
當實體記憶體中不存在這個頁，也會引起分頁表尋找失敗。如果請求的頁面被調出實體記憶體，給其他頁騰出空間，會引起這個錯誤。這種情況下，頁被分配到儲存在媒介上的輔助儲存，例如硬碟。（這種輔助儲存，或叫備用儲存，如果是一個硬碟分區或者交換檔案, 經常稱之為交換分區，如果是檔案，叫做分區檔案或頁檔案。）這時候，分頁需要從硬碟放回到實體記憶體中，這類操作通常會導致一種稱為系統抖動（thrashing）的情況，通過局部性原理（principle of locality）來預測將來可能會訪問的塊，避免出現系統抖動。
當實體記憶體沒滿的時候，這是一個簡單操作。頁被寫回實體記憶體，頁表和轉換備用緩衝會更新，指令重新啟動。然而，當實體記憶體已滿，一個或多個頁要被調、為請求的頁面騰出空間時候。頁表需要更新，標識出那些在實體記憶體被調出的頁，然後標識那些從硬碟調入實體記憶體的頁。TLB也需要更新，包括去掉調出的頁，重新啟動指令。頁的調入調出請見頁置換演算法。
分頁表數據
最簡單的分頁表系統通常維護一個幀表和一個分頁表。幀表處理幀對映資訊。更進階系統中，幀表可以處理頁屬於的地址空間，統計資訊和其他背景資訊。
分頁表處理頁的虛擬地址和物理幀的對映。還有一些輔助資訊，如當前存在標識位(present bit)，髒數據標識位或已修改的標識位，地址空間或行程ID資訊。
輔助儲存，比如硬碟可以用於增加實體記憶體。頁可以調入和調出到實體記憶體和磁碟。當前存在標識位可以指出那些頁在實體記憶體，哪些頁在硬碟上。頁可以指出如何處理這些不同頁。是否從硬碟讀取一個頁，或把其他頁從實體記憶體調出。
髒數據標識位可以最佳化效能。一個頁從硬碟調入到實體記憶體中，讀取後調出，當頁沒有更改不需要寫回硬碟。但是如果頁在調入實體記憶體後被修改，會標記其為髒數據，意味着該頁必需被寫回備用儲存。這種策略需要當頁被調入到主記憶體後，後備儲存保留一份頁的拷貝。有了髒數據標誌位，一些頁隨時會同時存在於實體記憶體和後備儲存中。
如果不是單地址空間作業系統，地址空間或行程id資訊是必要的，主記憶體管理系統需要知道頁對應的行程。兩個不同意圖的行程可以使用兩個相同的虛擬地址。分頁表必需為兩個行程提供不同的虛擬記憶體。用虛擬記憶體頁關聯行程ID頁可以幫助選擇要調出的頁，當頁關聯到不活躍行程上，特別是那些主要頁碼被調出的行程，相比活躍行程需要頁的可能性會更小。
分頁表類型
有一些不同的分頁表類型，適合不同應用場景。本質上，准系統分頁表必需儲存虛擬地址，實體位址排在之後，還有一些可能的地址空間資訊。
倒排分頁表（IPT）被認為是一個標準RAM的TLB的off-chip擴充。不同於一個真實的分頁表，IPT不需要處理所有當前對映。作業系統要準備處理遺失，就像mips風格的軟件填充TLB。
IPT把分頁表和幀表結合成一個數據結構。其核心是一個固定大小的表，表的行數等於主記憶體中的幀數。如果有4000個幀，倒排分頁表有4000行。每個行的表項對應虛擬記憶體頁碼，物理頁頁碼（不是實體位址），一些其他數據，建立碰撞鏈。
從所有IPT內核結構中搜尋表項效率很低，所以我們用雜湊表來對映虛擬地址（或可能需要的地址空間/PID資訊）對應的IPT索引，這裏會使用衝突鏈。雜湊表被稱作雜湊錨點表。雜湊方式沒對覆蓋率做通常的最佳化，原始速度更理想。當然，雜湊表會有衝突。由於這個雜湊方式，我們使用時候會經歷很多衝突，所以表中VPN建立的每個表項，會檢查是否是已被檢索的表項或衝突。
在搜尋對映時候，使用雜湊錨點表。如果沒有表項存在，會出現一個頁錯誤。否則，表項被找到。依賴於架構，表項被重新放入TLB，主記憶體指令重新啟動，或跟蹤衝突鏈直到結束，然後出現頁錯誤。
這種模式種，一個虛擬地址可以分成2部分。前半段是虛擬頁碼，後半段是頁中的偏移量。
這種設計的主要問題在於雜湊方式cache命中率較弱。基於樹的設計，忽略在分頁表表項中置換相鄰位置的相鄰頁。但是一個倒排分頁表把表項離散，會破壞參照的空間局部性。為了減少這個問題，作業系統會使雜湊表空間最小，平衡增長的未命中比率。通常會有一個雜湊表，在實體記憶體中連續，共用給所有行程。主記憶體碎片會導致預處理分頁表不現實，所以用一個預處理標識消除不同行程的頁的歧義。從行程中去掉分頁表項或許有點慢，作業系統會忽略重用預處理標識值，延遲面對這個問題，選擇忍受大量主記憶體浪費，用於對映預處理雜湊表。
倒排分頁表為所有實體記憶體中的幀，建立一個對映列表。但是這個可能會比較浪費。相反，我們通過保持一些覆蓋當前虛擬記憶體區塊的分頁表，建立一個包含虛擬頁對映的分頁表數據結構。比如，我們建立1024個小於4K的頁，覆蓋4M的虛擬記憶體。
這非常有用，因為通常虛擬記憶體的頂部和底部用於正在執行的行程，頂部通常用於文字和數據段，底部用於堆疊，空閒主記憶體居中。多級分頁表會保持少量較小分頁表，僅覆蓋主記憶體頂部和底部，只有確實需要時候才新增的。每種較小分頁表被一個主分頁表連結再一起，有效的建立一個樹型數據結構。需要不只2級，可能有多級。
這種模式下，一個虛擬地址可以分成三部分：根分頁表的索引，子分頁表的索引，子分頁表偏移量。多級分頁表也叫做分級分頁表。
已經提到了，在虛擬地址空間中為每個虛擬頁建立分頁表結構，最終會導致浪費。但是我們可以把分頁表放入虛擬記憶體，允許虛擬記憶體管理分頁表主記憶體，來避免過多空間被涉及。
但是一部分這種線性分頁表結構，需要一直存在於實體記憶體，來防範迴圈頁錯誤。會尋找一個不存在於分頁表中的重要部分，在當前分頁表中沒有。
巢狀分頁表可以被用於增加硬件虛擬化的效能。為分頁表虛擬化提供硬件支援，會大大降低模擬的需要。x86下虛擬化當前的選擇是Intel的擴充分頁表特性，和AMD的快速虛擬索引特性。
參考文獻
參見
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