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相比于实模式，保护模式最重要的变化就是引入了虚拟内存，虚拟内存是保护模式的核心概念。有了虚拟内存，每个进程才能独享4GB的地址空间，而且程序员也不用担心会与其他进程相互影响。但同时，CPU要访问真实的物理内存时必须使用物理地址。这就要求CPU有能力将线性地址转换成物理地址。
负责将虚拟内存地址翻译成物理内存地址的模块叫作MMU（Memory Management Unit，内存管理单元），它是现代CPU内存管理的核心。而MMU要使用一个结构来辅助地址翻译，这个结构中维护着虚拟内存和物理内存的映射关系，这个结构就是页表（Page Table）。页表数据保存在内存中，是操作系统加载运行以后由操作系统主动创建的，也就是说页表和全局描述符表都是由软件维护的，并且供硬件使用的一个数据结构。
页的本质就是一块整齐的大内存。大多数操作系统默认设置页的大小为4KB，这是一个综合了多种因素而得到的最优选择。在一些特殊的场景下，有些操作系统会把页面设得更大。但从学习操作系统内核的角度，一开始就认为页的大小是4KB是没什么问题的。
虽然虚拟内存提供了很大的空间，但实际上进程启动之后，这些空间并不是全部都能使用的。开发者必须使用malloc等分配内存的接口才能将内存从待分配状态变成已分配状态。
得到一块虚拟内存以后，这块内存就是未映射状态，因为它并没有被映射到相应的物理内存，直到对该块内存进行读写时，操作系统才会真正地为它分配物理内存。然后这个页面才能成为正常页面。这个过程当然还依赖CPU的缺页中断机制，在实现操作系统内核的过程中，很长一段时间都不会涉及缺页中断，所以这部分内容被安排在第7章实现execve函数时再详细介绍。
在虚拟内存中连续的页面，在物理内存中不必是连续的。只要维护好从虚拟内存页到物理内存页的映射关系，开发人员就能正确地使用内存。这种映射关系是操作系统通过页表来自动维护的，如图2-4所示。图2-4中展示了两个进程的页表，左侧是进程1的页表，右侧是进程2的页表。页表中的每一项叫作PTE（Page Table Entry，页表项）。每一个PTE对应一个物理页面，这种对应关系被称为页面映射（Mapping）。
图2-4 页面映射示意
页的大小是4KB，那么用于页内地址编码的长度就是log 2 4096=12位，32位地址还有20位用于编码PTE的索引。换言之，4GB的虚拟内存需要使用1M个PTE进行映射。每个PTE的大小是4B，所以理论上创建一个进程，它自己的页表就占据了4MB的空间。实际上，进程的地址空间中有大量空间是从不使用的，这些空间所对应的PTE并不需要保留在内存中，为了避免页表过大，人们进一步引入了多级页表。
将1024个PTE组成一张页表，因为每个PTE的大小是4B，所以一张页表的大小刚好就是4KB，占据一个内存页，这样管理就更加方便。
一个页表项对应着一个大小为4KB的页，所以1024个PTE所能支持的空间就是4MB。那为了编码更多地址，系统就必须使用更多的页表。为了管理这些页表，人们进一步引入了页表的数组：页目录表。
页目录表中的每一项叫作PDE（Page Directory Entry，页目录项），每个PDE都对应一个页表，它记录了页表开始处的物理地址，这就是多级页表结构，如图2-5所示。为了编码更大的空间，现代的64位处理器上还设置了更多级的页表。
图2-5 多级页表
有了多级页表（见图2-5）以后，CPU要通过虚拟地址找到物理地址就需要以下4个步骤。
1）确定页目录基地址。每个CPU都有一个特殊寄存器，最高级页表的基地址就存在于这个寄存器里。在x86上，这个寄存器是cr3。cr3寄存器又叫作PDBR（Page Directory Base Register，页目录基地址寄存器）。每一次计算物理地址时，MMU都会从cr3寄存器中取出页目录所在的物理地址。
2）定位PDE。一个32位的虚拟地址可以拆成10位、10位和12位三段，上一步找到的页目录表基地址加上高10位的值再乘以4就是PDE的位置。这是因为，一个PDE正好是4B，所以1024个PDE共占据4096B，刚好组成一页，而1024个PDE需要10位进行编码。这样，CPU就可以通过最高10位找到该地址所对应的PDE了。
3）定位PTE。PTE里记录着页表的位置，CPU通过PDE找到页表的位置以后，再用中间10位计算页表中的偏移，就可以找到该虚拟地址所对应的页表项了。PTE的大小是4B，所以一页之内刚好也是1024项，用10位进行编码。所以计算公式与上一步相似，用页表基地址加上中间10位再乘以4，可以得到PTE的地址。
4）确定真实的物理地址。上一步CPU已经找到PTE了，这里存储着物理地址，这才真正找到该虚拟地址所对应的物理页。虚拟地址的低12位刚好可以对一页内的所有字节进行编码，所以我们用低12位来代表页内偏移。计算的公式是物理页的地址直接加上低12位。
页总是4KB地址对齐的，这意味着每个页的起始地址都是4KB对齐的，每个页表占一个页，所以页表的起始地址也是4KB对齐的。也就是说，起始地址的低12位都是0。PDE和PTE的大小是32位，它们的低12位就空闲出来，CPU可以使用这些位进行权限管理。这对页管理机制至关重要，下一节就来详细分析PDE和PTE的结构。
由前可知，PDE中存储着页表基地址，这个地址只会占据高20位，而低12位用不到，所以CPU把低12位用于属性管理了。
PDE的详细结构如图2-6所示。
图2-6 PDE结构
PTE的详细结构如图2-7所示。
图2-7 PTE结构
从PDE和PTE两个结构的对比可以看出，两者的区别主要是第6位和第7位，除此之外，其他的属性位都是相同的。所以，这里就将这两个结构的各个属性合并起来讲解。以下是每个属性的具体作用。
❑P位：指示当前表项指向的页是否在物理内存中。值为1代表在内存中，值为0代表不在内存中，当CPU试图访问不在物理内存中的页时，就会产生缺页中断。操作系统必须处理这个中断，为该表页所代表的线性地址分配物理内存，也就是建立从线性地址到物理地址的映射关系。
❑R/W位：指示当前表项指向的页的读写权限。该位为0表示只读，为1表示可读、可写。该位与U/S位和cr0中的WP（Write Protection，写保护）位相互作用。确保特定特权级的指令有权限对页面进行读写操作。
❑U/S位：指示一个页的特权级。如果CPU当前特权级是0、1或者2，该位就是0，
表示系统级别（Supervisor Privilege Level）。如果当前特权级为3，该位就是1，表示用户级别（User Privilege Level）。
R/W位和U/S位，以及WP位之间会相互影响。如果WP位为0，用户级页面的R/W位为0，系统级程序依然可以对页面进行写操作。如果WP位为1，则系统级程序不能写入用户级只读页。
❑PWT位：控制页的缓存（Cache）策略，该位为0时，缓存写采用写回（Write Back）策略，为1时，采用写直达（Write Through）策略。当cr0寄存器的CD（即Cache Disable，可理解为缓存有效位）位为1时，则PWT位不起作用。
❑PCD位：用于控制对单个页的缓存，为0时页可以被缓存，为1时页不可以被缓存。当cr0寄存器的CD位为1时，PCD位不起作用。
❑A位：用于指示页是否被访问。当页面被加载到物理内存中以后，处理器第一次访问此页时设置这一位。处理器不会自动清除此位，需要软件来清除。Linux的内存管理没有使用这一位来标识是否访问过。
❑D位：用于指示页是否被写入。此位为1时表示该页被写入。当页被加载进物理内存后，处理器第一次写入此页时设置该位。处理器不会自动清除此位，需要软件清除。脏页面是内存管理的核心概念之一，它往往意味着内存中的值与硬盘设备上的内容不一致，需要软件来进行数据同步。在后面的缓冲区管理部分我们会看到这一点。Linux采用了软件的手段来自己维护页面状态，没有使用D位。
❑PS位：决定页的大小，为0时代表页大小为4KB。
❑PAT位：在Linux中未使用，此处设为0即可。
❑G位：指示当前页是否是全局页。如果此位置位，那么此页的页表或者页目录项就不会在TLB中失效。
至此，保护模式下的内存管理机制就全部介绍完了。下一节将会实现从实模式向保护模式的跳转。