80386开始支持存储器分页管理机制。分页机制是存储器管理机制的第3二部分。段管理机制实现虚拟地址(由段和偏移构成的逻辑地址)到线性地址的转换，分页管理机制实现线性地址到物理地址的转换。如果不启用分页管理机制，那么线性地址就是物理地址。本文将介绍80386的存储器分页管理机制和线性地址如何转换为物理地址。
<一>存储器分页管理机制
在保护模式下，控制寄存器CR0中的最高位PG位控制分页管理机制是否生效。如果PG=1，分页机制生效，把线性地址转换为物理地址。如果PG=0，分页机制无效，线性地址就直接作为物理地址。必须注意，只有在保护方式下分页机制才可能生效。只有在保证使PE位为1的前提下，才能够使PG位为1，否则将引起通用保护故障。
分页机制把线性地址空间和物理地址空间分别划分为大小相同的块。这样的块称之为页。通过在线性地址空间的页与物理地址空间的页之间建立的映射，分页机制实现线性地址到物理地址的转换。线性地址空间的页与物理地址空间的页之间的映射可根据需要而确定，可根据需要而改变。线性地址空间的任何一页，可以映射为物理地址空间中的任何一页。
采用分页管理机制实现线性地址到物理地址转换映射的主要目的是便于实现虚拟存储器。不象段的大小可变，页的大小是相等并固定的。根据程序的逻辑划分段，而根据实现虚拟存储器的方便划分页。
在80386中，页的大小固定为4K字节，每一页的边界地址必须是4K的倍数。因此，4G大小的地址空间被划分为1M个页，页的开始地址具有“XXXXX000H”的形式。为此，我们把页开始地址的高20位XXXXXH称为页码。线性地址空间页的页码也就是页开始边界线性地址的高20位；物理地址空间页的页码也就是页开始边界物理地址的高20位。可见，页码左移12位就是页的开始地址，所以页码规定了页。
由于页的大小固定为4K字节，且页的边界是4K的倍数，所以在把32位线性地址转换成32位物理地址的过程中，低12位地址保持不变。也就是说，线性地址的低12位就是物理地址的低12位。假设分页机制采用的转换映射把线性地址空间的XXXXXH页映射到物理地址空间的YYYYYH页，那么线性地址XXXXXxxxH被转换为YYYYYxxxH。因此，线性地址到物理地址的转换要解决的是线性地址空间的页到物理地址空间的页的映射，也就是线性地址高20位到物理地址高20位的转换。
<二>线性地址到物理地址的转换
1.映射表结构
线性地址空间的页到物理地址空间的页之间的映射用表来描述。由于4G的地址空间划分为1M个页，因此，如果用一张表来描述这种映射，那么该映射表就要有1M个表项，若每个表项占用4个字节，那么该映射表就要占用4M字节。为避免映射表占用如此巨大的存储器资源，所以80386把页映射表分为两级。
页映射表的第一级称为页目录表，存储在一个4K字节的物理页中。页目录表共有1K个表项，其中，每个表项为4字节长，包含对应第二级表所在物理地址空间页的页码。页映射表的第二级称为页表，每张页表也安排在一个4K字节的页中。每张页表都有1K个表项，每个表项为4字节长，包含对应物理地址空间页的页码。由于页目录表和页表均由1K个表项组成，所以使用10位的索引就能指定表项，即用10位的索引值乘以4加基地址就得到了表项的物理地址。
下图显示了由页目录表和页表构成的页映射表结构。从图中可见，控制寄存器CR3指定页目录表；页目录表可以指定1K个页表，这些页表可以分散存放在任意的物理页中，而不需要连续存放；每张页表可以指定1K个物理地址空间的页，这些物理地址空间的页可以任意地分散在物理地址空间中。需要注意的是，存储页目录表和页表的基地址是对齐在4K字节边界上的。
2.表项格式
页目录表和页表中的表项都采用如下图所示的格式。从图中可见，最高20位(位12—位31)包含物理地址空间页的页码，也就是物理地址的高20位。低12位包含页的属性。下图所示的属性中内容为0的位是Intel公司为80486等处理器所保留的位，在为80386编程使用到它们时必须设置为0。在位9至位11的AVL字段供软件使用。表项的最低位是存在属性位，记作P。P位表示该表项是否有效。P=1表项有效；P=0表项无效，此时表项中的其余各位均可供软件使用，80386不解释P=0的表项中的任何其它的位。在通过页目录表和页表进行的线性地址到物理地址的转换过程中，无论在页目录表还是在页表中遇到无效表项，都会引起页故障。其它属性位的作用在下文中介绍。
页目录表或页
表的表项格式 BIT31—BIT12 BIT11—BIT9 BIT8 BIT7 BIT6 BIT5 BIT4 BIT3 BIT2 BIT1 BIT0 物理页码 AVL 0 0 D A 0 0 U/S R/W P
3.线性地址到物理地址的转换
分页管理机制通过上述页目录表和页表实现32位线性地址到32位物理地址的转换。控制寄存器CR3的高20位作为页目录表所在物理页的页码。首先把线性地址的最高10位(即位22至位31)作为页目录表的索引，对应表项所包含的页码指定页表；然后，再把线性地址的中间10位(即位12至位21)作为所指定的页目录表中的页表项的索引，对应表项所包含的页码指定物理地址空间中的一页；最后，把所指定的物理页的页码作为高20位，把线性地址的低12位不加改变地作为32位物理地址的低12位。
为了避免在每次存储器访问时都要访问内存中的页表，以便提高访问内存的速度，80386处理器的硬件把最近使用的线性—物理地址转换函数存储在处理器内部的页转换高速缓存中。在访问存储器页表之前总是先查阅高速缓存，仅当必须的转换不在高速缓存中时，才访问存储器中的两级页表。页转换高速缓存也称为页转换查找缓存，记为TLB。
在分页机制转换高速缓存中的数据与页表中数据的相关性，不是由80386处理器进行维护的，而必须由操作系统软件保存，也就是说，处理器不知道软件什么时候会修改页表，在一个合理的系统中，页表只能由操作系统修改，操作系统可以直接地在软件修改页表后通过刷新高速缓存来保证相关性。高速缓存的刷新通过装入处理器控制寄存器CR3完成，实际过程可能用如下的两条指令实现：
mov eax,cr3
mov cr3,eax
一个重要的修改页表项的特殊情况不需要对页转换高速缓存刷新，这种情况是指修改不存在表项的任一部分，即使P位本身从P=0改变为P=1时也一样，因为无效的表项不会存入高速缓存。因此，当无效的表项被改变时，不需要刷新高速缓存。这表明在从磁盘上读入一页使其存在时，不必刷新高速缓存。
在一个多处理器系统中，必须特别注意是否在一个处理器中执行的程序，会改变可能由另外的处理器同时访问的页表。在80386处理器中，每当要更新页表项并设置D位和A位时，通过使用不可分的读/修改/写周期支持多处理器的配置。对于页表项的软件更新需要借助于使用LOCK前缀，从而保证修改页表的指令工作在不可分的读/修改/写周期中。在改变一个可能由另外的处理器使用的页表之前，最好使用一条加锁的AND指令在一个不可分的操作中将P位清除为0，然后，该表项可根据要求进行修改，并随后把P位置成1而使表项成为可用。当修改页表项时必须及时通知(通常使用中断方式)系统中该表项已被高速缓存的所有处理器刷新各自的页转换高速缓存，以撤消该表项的旧拷贝。在表项的旧拷贝被刷新之前，各处理器仍可继续访问旧的页，并可以设置正被修改的表项的D位。如果这样做引起表项修改失败，则分页机制高速缓存最好在标记为不存在之后，并在对表项进行另外的修改之前进行刷新。
4.不存在的页表
采用上述页映射表结构，存储全部1K张页表需要4M字节，此外还需要4K字节用于存储页目录表。这样的两级页映射表似乎反而比单一的整张页映射表多占用4K字节。其实不然，事实上不需要在内存中存储完整的两级页映射表。两级页映射表结构中对于线性地址空间中不存在的或未使用的部分不必分配页表。除必须给页目录表分配物理页外，仅当在需要时才给页表分配物理页，于是页映射表的大小就对应于实际使用的线性地址空间大小。因为任何一个实际运行的程序使用的线性地址空间都远小于4G字节，所以用于分配给页表的物理页也远小于4M字节。
页目录表项中的存在位P表明对应页表是否有效。如果P=1，表明对应页表有效，可利用它进行地址转换；如果P=0，表明对应页表无效。如果试图通过无效的页表进行线性地址到物理地址的转换，那么将引起页故障。因此，页目录表项中的属性位P使得操作系统只需给覆盖实际使用的线性地址范围的页表分配物理页。
页目录表项中的属性位P页可用于把页表存储在虚拟存储器中。当发生由于所需页表无效而引起的页故障时，页故障处理程序再申请物理页，从磁盘上把对应的页表读入，并把对应页目录表项中的P位置1。换言之，可以当需要时才为所要的页表分配物理页。这样页表占用的物理页数量可降到最小。
5.页的共享
由上述页映射表结构可见，分页机制没有全局页和局部页的规定。每一个任务可使用自己的页映射表独立地实现线性地址到物理地址的转换。但是，如果使每一个任务所用的页映射表具有部分相同的映射，那么也就可以实现部分页的共享。
常用的实现页共享的方法是线性地址空间的共享，也就是不同任务的部分相同的线性地址空间的映射信息相同，具体表现为部分页表相同或页表内的部分表项的页码相同。例如，如果任务A和任务B分别使用的页目录表A和页目录表B内的第0项中的页码相同，也就是页表0相同，那么任务A和任务B的00000000H至003FFFFFH线性地址空间就映射到相同的物理页。再如，任务A和任务B使用的页表0不同，但这两张页表内第0至第0FFH项的页码对应相同，那么任务A和任务B的00000000H至000FFFFFH线性地址空间就映射到相同的物理页。
需要注意的是，共享的页表最好由两个页目录中同样的目录项所指定。这一点很重要，因为它保证了在两个任务中同样的线性地址范围将映射到该全局区域。
<三>页级保护和虚拟存储器支持
1.页级保护
80386不仅提供段级保护，也提供页级保护。分页机制只区分两种特权级。特权级0、1和2统称为系统特权级，特权级3称为用户特权级。在上图所示页目录表和页表的表项中的保护属性位R/W和U/S就是用于对页进行保护。
表项的位1是读写属性位，记作R/W。R/W位指示该表项所指定的页是否可读、写或执行。若R/W=1，对表项所指定的页可进行读、写或执行；若R/W=0，对表项所指定的页可读或执行，但不能对该指定的页写入。但是，R/W位对页的写保护只在处理器处于用户特权级时发挥作用；当处理器处于系统特权级时，R/W位被忽略，即总可以读、写或执行。
表项的位2是用户/系统属性位，记作U/S。U/S位指示该表项所指定的页是否是用户级页。若U/S=1，表项所指定的页是用户级页，可由任何特权级下执行的程序访问；如果U/S=0，表项所指定的页是系统级页，只能由系统特权级下执行的程序访问。下表列出了上述属性位R/W和U/S所确定的页级保护下，用户级程序和系统级程序分别具有的对用户级页和系统级页进行操作的权限。
页级
保护
属性 U/S R/W 用户级访问权限系统级访问权限 0 0 无读/写/执行 0 1 无读/写/执行 1 0 读/执行读/写/执行 1 1 读/写/执行读/写/执行
由上表可见，用户级页可以规定为只允许读/执行或规定为读/写/执行。系统级页对于系统级程序总是可读/写/执行，而对用户级程序总是不可访问的。于分段机制一样，外层用户级执行的程序只能访问用户级的页，而内层系统级执行的程序，既可访问系统级页，也可访问用户级页。与分段机制不同的是，在内层系统级执行的程序，对任何页都有读/写/执行访问权，即使规定为只允许读/执行的用户页，内层系统级程序也对该页有写访问权。
页目录表项中的保护属性位R/W和U/S对由该表项指定页表所指定的全部1K各页起到保护作用。所以，对页访问时引用的保护属性位R/W和U/S的值是组合计算页目录表项和页表项中的保护属性位的值所得。下表列出了组合计算前后的保护属性位的值，组合计算是“与”操作。
组合页的
保护>属性目录表项U/S 页表项U/S 组合U/S 目录表项R/W 页表项R/W 组合R/W 0 0 0 0 0 0 0 1 0 0 1 0 1 0 0 1 0 0 1 1 1 1 1 1
正如在80386地址转换机制中分页机制在分段机制之后起作用一样，由分页机制支持的页级保护也在由分段机制支持的段级保护之后起作用。先测试有关的段级保护，如果启用分页机制，那么在检查通过后，再测试页级保护。如果段的类型为读/写，而页规定为只允许读/执行，那么不允许写；如果段的类型为只读/执行，那么不论页保护如何，也不允许写。
页级保护的检查是在线性地址转换为物理地址的过程中进行的，如果违反页保护属性的规定，对页进行访问(读/写/执行)，那么将引起页异常。
2.对虚拟存储器的支持
页表项中的P位是支持采用分页机制虚拟存储器的关键。P=1，表示表项指定的页存在于物理存储器中，并且表项的高20位是物理页的页码；P=0，表示该线性地址空间中的页所对应的物理地址空中的页不在物理存储器中。如果程序访问不存在的页，会引起页异常，这样操作系统可把该不存在的页从磁盘上读入，把所在物理页的页码填入对应表项并把表项中的P位置为1，然后使引起异常的程序恢复运行。
此外，表项中的访问位A和写标志位D也用于支持有效地实现虚拟存储器。
表项的位5是访问属性位，记作A。在为了访问某存储单元而进行线性地址到物理地址的转换过程中，处理器总是把页目录表内的对应表项和其所指定页表内的对应表项中的A位置1，除非页表或页不存在，或者访问违反保护属性规定。所以，A=1表示已访问过对应的物理页。处理器永不清除A位。通过周期性地检测及清除A位，操作系统就可确定哪些页在最近一段时间未被访问过。当存储器资源紧缺时，这些最近未被访问的页很可能就被选择出来，将它们从内存换出到磁盘上去。
表项的位6是写标志位，记作D。在为了访问某存储单元而进行线性地址到物理地址的转换过程中，如果是写访问并且可以写访问，处理器就把页表内对应表项中的D位置1，但并不把页目录表内对应表项中的D置1。当某页从磁盘上读入内存时，页表中对应对应表项的D位被清0。所以，D=1表示已写过对应的物理页。当某页需要从内存换出到磁盘上时，如果该页的D位为1，那么必须进行写操作(把内存中的页写入磁盘时，处理器并不清除对应页表项的D位)。但是，如果要写到磁盘上的页的D位为0，那么不需要实际的磁盘写操作，而只要简单地放弃内存中该页即可。因为内存中的页与磁盘中的页具有完全相同的内容。
<四>页异常
启用分页机制后，线性地址不再直接等于物理地址，线性地址要经过分页机制转换才成为物理地址。在转换过程中，如果出现下列情况之一就会引起页异常：
(1)涉及的页目录表内的表项或页表内的表项中的P=0，即涉及到页不在内存；
(2)发现试图违反页保护属性的规定而对页进行访问。
报告页异常的中断向量号是14(0EH)。页异常属于故障类异常。在进入故障处理程序时，保存的指令指针CS及EIP指向发生故障的指令。一旦引起页故障的原因被排除后，即可从页故障处理程序通过一条IRET指令，直接地重新执行产生故障的指令。
当页故障发生时，处理器把引起页故障的线性地址装入CR2。页故障处理程序可以利用该线性地址确定对应的页目录项和页表项。
页故障还在堆栈中提供一个出错码，出错码的格式如下图所示。其中，U位表示引起故障程序的特权级，U=1表示用户特权级(特权级3)，U=0表示系统特权级(特权级0、1或2)；W位表示访问类型，W=0表示读/执行，W=1表示写；P位表示异常类型，P=0表示页不存在故障，P=1表示保护故障。页故障的响应处理模式同其它故障一样。
出错码
的格式 BIT15—BIT3 BIT2 BIT1 BIT0 未使用 U W P