特性：页面管理 & 映射

多级页表查询

riscv有很多种管理页面的手段。对于32位的机器，riscv-32一般采用sv32的方式管理页面；而对于64位的机器，sv39成为riscv64上广受欢迎的方案。

xv6-riscv采用的即为sv39的方式：

上：sv39虚拟页面映射；下：一个sv39页表项

riscv64采用64位的地址，在启动分页前为物理地址，启动后则使用虚拟地址。sv39标准下，虚拟地址只使用低39位，而高25位不予采用；64位的页表项（page table entry，PTE）仅使用低54位，高10位不予采用。这两个未采用部分都可以作为新标准可能需要的扩展空间。

分页模式的架构如下：

• 虚拟地址（virtual address，VA）是启用分页模式之后系统直接使用的地址。它分为虚拟页号（virtual page number，VPN）和偏移量（offset）两部分。VPN又通常分为若干个字段，不同字段对应分页寻址中的不同等级的页表寻址；

• 物理地址（physical address，PA）是数据在实际的物理存储元件中的地址。它由寻址过程中最后一步得到；

• 基页面为页面的最小单位，由页表来找到相应的地址。大小一般为4KB；

• 页表项（page table entry，PTE）为记载页面地址信息的数据结构，由物理页面号（physical page number，PPN）和标志位（flags）组成；

• 页表为页表项的集合，被划分为多个等级，每一个页表拥有若干PTE，由更高级的页表来找到对应的位置。最高级别的页表不需要另外寻找位置，而是在启动分页模式时手动将它的位置存放在satp寄存器的低位PPN处。页表本身也是一个基页面。

• satp（Supervisor Address Translation and Protection）寄存器存放关于分页系统的设置。高位包含了选择分页模式的MOD字段，优化分页性能的ASID字段；低位包含了PPN字段，其长度与PTE内的长度完全相同。

具体来说，设PAGESIZE为基页面大小（前面提到了，这个值目前为定值4096），PTESIZE为单个PTE大小，拥有k级分页的分页寻址过程如下：

1. satp的PPN字段提供最高级页表位置，VA的最高级VPN字段——VPN[k-1]提供页内偏移量，寻找第satp.PPN个基页面处页表的第VPN[k-1]个PTE，其位置为 $(satp.PPN\times PAGESIZE)+(VPN_{k-1}\times PTESIZE)$ ;

2. 新获得的PTE(1)的PPN提供下一级页表位置，VA的下一级字段——VPN[k-2]提供页内偏移量，寻找第PTE(1).PPN个基页面处页表的第VPN[k-2]个PTE，其位置为 $(PTE_{1}.PPN\times PAGESIZE)+(VPN_{k-2}\times PTESIZE)$ ;

3. 新获得的PTE(2)的PPN提供下一级页表位置，VA的下一级字段——VPN[k-3]提供页内偏移量，寻找第PTE(2).PPN个基页面处页表的第VPN[k-3]个PTE，其位置为 $(PTE_{2}.PPN\times PAGESIZE)+(VPN_{k-3}\times PTESIZE)$ ;

4. ......

最终，寻找到PTE(k)的时候，我们把它的PPN与VA的最后一部分——offset拼接起来，最后就可以得到我们的物理地址PA。它的长度为PPN的长度加上offset的长度。

sv32的寻址示例；sv39的原理基本一致

sv32的PTE

以sv32为例：

• sv32的PTE为4个字节大小，flags占低10位，PPN占之后的22位；

• 一个4KB的页表能容纳的PTE数目即为 $2^{10}$ 个，与之对应的是每一个字段的VPN长度为10位，从而实现查找到页表中每一个PTE；

• 正如其名字一样，sv32的虚拟地址为32位长，且这种方案为二级分页，因此VA中VPN总长为20位，剩余低12位交给offset；

• 最终PA为PPN和offset的拼接，共34位，即支持最大16GB的物理内存。

sv39的原理和sv32几乎完全相同，除了一些小差别：

• sv32的PTE为8个字节大小，flags占低10位，PPN占之后的44位；

• 页表中PTE数目相应调整为 $2^{9}$ 个，每一字段VPN长度调整为9位；

• sv39虚拟地址可用部分为39位长，三级分页，VPN总长27位，低12位交给offset；

• 自然，PA共56位，支持64PB的物理内存。