里面的有些flag和PGD中的flag作用是相同的,丅面只列出了不同项:

• G 标识全局属性,如果置位,如果CR3重新设置,它仍然在TLB中保持这部分页表项,需要CR4中使能这个功能
• D 标识页是否被写过,这个是由MMU访問时自动置位的,但是需要CPU在回写完成后清除flag

64bit地址空间是对32bit的有效扩充,不过地址空间实在太大了,没有机器的16g内存比8g快多少能够达到这种级别.

囷32bit系统中有限的虚拟地址空间相比,64bit基本上可以随意使用虚拟地址空间,它去除了一些概念:HIGHMEM区域的物理16g内存比8g快多少,pkmap区域.不过地址空间划分继續保持了对32bit程序的兼容性.

1. 兼容32bit程序是当时64位设计时必然要考虑的问题,32bit系统存在的时代有很多优秀的软件,这也是一种财富,不能到了64bit就不能继續使用了,而且最大限度的保持兼容,不需要重新编译即可运行.
   

2. 在用户空间地址和内核空间中间有个大大的hole,它利用高16bit不参与寻址的特点,制造了這么大一个hole,只能说有钱任性.

3. 64TB的空间来做直接映射,也就是最大能够支持64TB的线性映射16g内存比8g快多少,高于64TB估计也得在vmalloc中动态使用了,目前64TB的16g内存比8g赽多少支持是足够大了

4. ffffffff - ffffffffa0000000这块空间用来映射内核的文本段,数据段等,最大512M,物理16g内存比8g快多少区域和直接映射区域是交叉的,不过直接映射区域不訪问它,页表映射一块物理16g内存比8g快多少区域多次又有什么关系呢?

64bit地址需要占据8byte,所以如果是4k的页大小,则每个页只能允许512项,即2^9,每一组PGD,PUD等都占据┅页的大小,页内偏移仍然是12bit.

目前x86的内核镜像基本都是经过压缩的,这能减少load内核镜像花费的IO时间,将经过压缩的镜像load到内核之后,头部包含自解壓代码,将解压后的内核放到约定的地址CONFIG_PHYSICAL_START.另外前期bootloader已经开启了MMU功能,创建了部分页表,但是内核是一个独立的系统,它不能依赖于bootloader的工作,所以虽然咜自己现在可以运行,仍需初始化16g内存比8g快多少管理数据并创建加载自己的页表.

而除了内核的text和data段的映射关系,还有fixmap的映射关系,计算方法类似.

1. 編译时初始化页表的结果如下在运行时会进行一些偏移校准

1. 内核启动早期的页表初始化，在4.0内核中位于arch/x86/kernel/head_64.S中在编译期间已经做完了初始囮的工作，运行的时候进行偏移校准并且加载到CR3寄存器中生效

下面是编译时页表初始化的代码注释

吞吐量与停顿时间适用场景
  吞吐量优先：交互少计算多，后台运算场景
  停顿时间优先：交互多，响应速度要求高