如何管理超大虚拟地址空间？
方法一：多级页表
关键：避免一直将所有页表都保存在内存，尤其不应该将不需要的页表还保存在内存中。
假设虚拟地址是32-bit的，即整个虚拟地址空间的大小为2^32 B=2^10 *2^10 *4KB；每个虚拟页的大小均是4KB，则共有2^20个虚拟页；
32-bit的虚拟地址分为三个部分：
- 10-bit的PT1字段
- 10-bit的PT2字段
- 12-bit的偏移字段
现有一个12M的进程：4M的.txt段+4M的.data段+4M的stack段，在.data段的顶部和.stack段的底部之间有一个巨大的洞是未被使用的。
有两级页表
- 1级页表共有1024(2^10)条记录，因为PT1字段有10-bit；每条记录都指向一个4M大的虚拟地址空间
- 2级页表共有1024个，每个占据的大小是4KB，每条记录包含物理页帧号
那么，记录0指向.txt段，记录1指向.data段，记录1023指向.stack段。
值得注意的是对于这个进程的虚拟地址空间来说，实际上只需要四个页表：1级页表，0到4M-1的二级页表，4M到8M-1的二级页表，顶部4M的栈对应的二级页表；在1级页表中，将其余的1021条记录的Present/absent位均设置为0，即如果这些记录被访问，即会报页面错误。
两级页表寻址示意图.png
使用二级页表后的地址转换过程：
- 当MMU接收到一个虚拟地址的输入时，首先提取高10-bit的PT1字段，使用这个字段作为索引，到一级页表中查找对应的记录。如果1级页表中存在这样的记录，则执行步骤2
- 提取紧邻的10-bit的PT2字段，作为索引，到二级页表中查询相应的记录，如果存在，则执行步骤3；如果不存在或者Present/absent位是0，则执行步骤4
- 找到对应的物理页帧号，与Offset字段值一起拼接为实际的物理地址，返回即可
- 执行页面错误的操作步骤，然后执行步骤1
