作 者：道哥，10+年嵌入式開發老兵，專注於：C/C++、嵌入式、Linux。
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在x86系統中，為了能夠更加充分、靈活的使用實體記憶體，把實體記憶體按照4KB的單位進行分頁。
然後通過中間的對映表，把連續的虛擬記憶體空間，對映到離散的實體記憶體空間。
對映表中的每一個表項，都指向一個物理頁的開始地址。
但是這樣的對映表有一個明顯的缺點：對映表自身也是需儲存在物理記憶體中的。
在 32 位系統中，它使用了多達4MB的實體記憶體空間(每個表項4個位元組，一共有4G/4K個表項)。
為了解決這個問題，x86處理器使用了兩級轉換：頁目錄和頁表。
這篇文章，我們就從最基礎的底層計算過程入手，把這個最重要的記憶體管理機制搞定，以後再學習更深入的知識點時，就會更容易理解了。
頁表的拆分過程
在一個32位的系統中，物理記憶體的最大可表示空間就是 0xFFFF_FFFF，也就是 4GB。
雖然實際安裝的實體記憶體可能遠遠沒有這麼大，但是在設計記憶體管理機制的時候，還是需要按照最大的可定址範圍來進行設計的。
按照一個物理頁4KB的單位來劃分，4GB 空間可以分割為1024 * 1024個物理頁:
在上一篇文章中，使用單一的對映表來指向這些物理頁，導致了對映表自身佔據了太多的實體記憶體空間。
一個使用者程式中定義的幾個段，可能實際上只使用了很小的空間，完全用不到 4 GB。
但是仍然需要為它分配多達 4GB 的實體記憶體空間來儲存這個對映表，很浪費。
為了解決這個問題，可以把這個單一對映表拆分成1024個體積更小的對映表：
每一個對映表中，只有 1024 個表項，每一個表項仍然指向一個物理頁的起始地址;
一共使用 1024 個這樣的對映表;
這樣一來，1024(每個表中的表項個數) * 1024(表的個數)，仍然可以覆蓋4GB的實體記憶體空間。
這裡的每一個表，就稱作頁表，所以一共有1024個頁表。
一個頁表中一共有1024個表項，每一個頁表項佔用4個位元組，所以一個頁表就佔用4KB的實體記憶體空間，正好是一個物理頁的大小。
也許有的小夥伴就開始算賬了：一個頁表自身佔用 4KB，那麼1024個頁表一共就佔用了4MB的實體記憶體空間，仍然是很多啊？
是的，從總數上看是這樣，但是：一個應用程式是不可能完全使用全部的 4GB 空間的，也許只要幾十個頁表就可以了。
例如：一個使用者程式的程式碼段、資料段、棧段，一共就需要10 MB的空間，那麼使用3個頁表就足夠了，加上頁目錄，一共需要 16 KB的空間。
計算過程：
每一個頁表項指向一個 4KB 的物理頁，那麼一個頁表中 1024 個頁表項，一共能覆蓋 4MB 的實體記憶體;
那麼 10MB 的程式，向上對齊取整之後(4MB 的倍數，就是 12 MB)，就需要 3 個頁表就可以了。
記住上圖中的一句話：一個頁表，可以覆蓋 4MB 的實體記憶體空間(1024 * 4 KB)。
頁表中，每一個表項的格式如下：
注意下面的這幾個屬性：
P(Present): 存在位。1 - 物理頁存在; 0 - 物理頁不存在;
RW(Read/Write): 讀/寫位。1 - 這個物理頁可讀可寫; 0 - 這個物理頁只可讀;
D(Dirty): 髒位。表示這個物理頁中的資料是否被寫過;
頁目錄結構
現在，每一個物理頁，都被一個頁表中的一個表項來指向了，那麼這1024個頁表的地址，應該怎麼來管理呢？
答案是：頁目錄表！
顧名思義：在頁目錄中，每一個表項指向一個頁表的開始地址(實體地址)。
作業系統在載入使用者程式的時候，不僅僅需要分配實體記憶體，來存放程式的內容;
而且還需要分配實體記憶體，用來儲存程式的頁目錄和頁表。
再來算算賬：
剛才說過：每一個頁表覆蓋4MB的記憶體空間，那麼頁目錄中一共有1024個表項，指向1024個頁表的實體地址。
那麼頁目錄能覆蓋的記憶體空間就是1024 * 4MB，也就是 4GB，正好是32位地址的最大定址範圍。
頁目錄中，每一個表項的格式如下：
其中的屬性欄位，與頁表中的屬性類似，只不過它的描述物件是頁表。
還有一點：每一個使用者程式都有自己的頁目錄和頁表！下文有詳細說明。
幾個相關的暫存器
現在，所有頁表的實體地址被頁目錄表項指向了，那麼頁目錄的實體地址，處理器是怎麼知道的呢？
答案就是：CR3 暫存器，也叫做: PDBR(Page Table Base Register)。
這個暫存器中，儲存了當前正在執行的那個任務的頁目錄地址。
每個任務(程式)都有自己的頁目錄和頁表，頁目錄表的地址被記錄在任務的TSS段中。
當作業系統排程任務的時候，處理器就會找到即將執行的新任務的 TSS段資訊，然後把新任務的頁目錄開始地址更新到CR3暫存器中。
當新任務的指令開始被執行時，處理器在獲取指令、運算元據時，操作的是線性地址。
頁處理單元就會從 CR3 暫存器中儲存的頁目錄表開始，把這個線性地址最終轉換成實體地址。
當然，處理器中還有一個快表，用來加快從線性地址到實體地址的轉換過程。
CR3 暫存器的格式如下：
順便把官網上的其他幾個控制暫存器都貼出來：
其中，CR0 暫存器的最高位PG，就是開啟頁處理單元的開關。
也即是說：
當系統上電之後，剛開始的地址定址方式一直是 [段:偏移地址] 的方式。
當啟動程式碼準備好頁目錄和頁表之後，就可以設定 CR0.PG = 1。
此時，處理器中的頁處理單元就開始工作了：面對任何一個線性地址，都要經過頁處理單元之後，才得到一個實體地址。
載入使用者程式時: 頁目錄、頁表的分配和填充過程
在之前的文章中，介紹過一個使用者程式被作業系統載入的全過程，簡述如下：
讀取程式 header 資訊，解析出程式的總長度，從任務自己的虛擬記憶體中分配一塊足夠的連續空間;
分配一個空閒物理頁，用作程式的頁目錄，頁目錄的地址會記錄在稍後建立的 TSS 段中;
使用虛擬記憶體中的線性地址，分配一個物理頁(4 KB)，登記到頁目錄和頁表中;
從硬碟上讀取 8 個扇區的資料(每個扇區 512 位元組)，存放到剛才分配的物理頁中;
檢查程式內容是否讀取完畢：是-進入第 6 步；否-返回到第 3 步;
為使用者程式建立一些必要的核心資料結構，比如：TSS、TCB/PCB 等等;
為使用者程式建立 LDT，並且在其中建立每一個段描述符;
把作業系統的頁目錄中高階地址部分的表項，複製給使用者程式的頁目錄表。
這樣的話，所有使用者程式的頁目錄中，高階地址的表項都指向相同的頁表地址，就達到了共享“作業系統空間”的目的。
這裡主要聊一下第3步，假設使用者程式檔案在硬碟上的長度是 20 MB，電腦中實際安裝的實體記憶體是 1 GB。
可以先計算一下：頁目錄中，每一個表項覆蓋的空間是 4 MB，那麼 20 MB的資料，需要 5 個表項就可以了。
在初始狀態，頁目錄中的所有表項都是空的，其中的P位都是為0，表示頁表不存在。
作業系統首先從虛擬記憶體中，分配一塊20 MB的空間，假設從 1 GB（0x4000_0000）的地址處開始吧，這個地址是線性地址。
也就是說把應用程式的檔案讀取到記憶體中，從地址0x4000_0000開始存放，向高地址方向增長。
注意：在“平坦”型分段模型下，線性地址等於虛擬地址。
0x4000_0000 = 0100_0000_0000_0000___0000_0000_0000_0000
前10位表示該線性地址在頁目錄中的索引，中間10位表示頁表中的索引，最後12位表示物理頁中的偏移地址。
因此，前10位就是 0100_0000_00，表示這個線性地址位於頁目錄中的第256個表項：
作業系統發現這個表項中為空，沒有指向任何一個頁表。
於是就從實體記憶體中，找一個空閒的物理頁，用作頁目錄中第256個表項指向的頁表。
注意：這個物理頁是用作頁表，而不是用作儲存使用者程式檔案。
假設在實體記憶體上 128 MB (0x0800_0000)的地址處，找到一個空閒的物理頁，用作這個頁表。
把頁表中的1024個表項全部清空，並且把頁表的實體地址 0x0800_0000，登記在頁目錄中的第256個表項中：0x08000（上圖黃色部分）。
為什麼不是 0x0800_0000？
因為一個物理頁的地址一定是4KB對齊的(最後的12位全部為 0)，所以頁目錄的表項中只需要記錄頁表地址的高 20 位即可。
現在，頁表也有了，下面就是分配一個物理頁來儲存程式的內容。
假設在剛才那個物理頁(用作頁表的那個)的上面，又找到一個空閒的物理頁，地址是：0x0800_1000。
此時，這個用於存放程式內容的物理頁的地址，就需要記錄在頁表的一個表項中了。
那麼應該記錄在頁表中的什麼位置呢？也就是應該登記在哪一個表項中呢？
需要根據線性地址的中間 10 位來確定：
0x4000_0000 = 0100_0000_0000_0000___0000_0000_0000_0000
中間10位的全部是 0，說明索引值就是0，也就是說頁表中的第0個表項，儲存這個物理頁的地址，如下圖所示：
一個物理頁的地址一定是
4KB對齊的(最後的12位全部為0)，所以只需要記錄物理頁地址的高 20 位即可。
用於儲存程式檔案內容的物理頁分配好了，下面就開始從硬碟中讀取程式檔案的內容了。
一個物理頁的大小是 4 KB，硬碟上一個扇區的大小是 512 B，那麼從硬碟上連續讀取8個扇區的資料就可以把一個物理頁寫滿。
剛才已經假設：使用者程式檔案在硬碟上的長度是
20 MB。
當讀取了一個物理頁的內容後，通過計算發現使用者程式內容還沒有讀取完，於是繼續重複以上流程。
線性地址增加 4KB：0x4000_1000 = 0100_0000_0000_0000___0001_0000_0000_0000;
前 10 位沒有變，仍然是頁目錄中的第 256 個表項，發現這個表項指向的頁表已經存在了，於是就不用再分配物理頁用作頁表了;
分配一個空閒物理頁，用於存放程式內容，假設在 0x0100_4000處找到一個，把這個地址登記在頁表中;
此時，線性地址的中間 10 位的索引值是 1，所以登記在頁表中的第 1 個表項。
- 從硬碟上讀取 8 個扇區的資料，寫入這個物理頁;
因為頁目錄中一個表項所覆蓋的範圍是 4 MB(也就是一個頁表中1024個表項所指向的物理頁空間的總和)。
所以當讀取了4 MB的程式內容之後，這個頁表中的所有表項就被填滿了。
此時，讀取的程式內容所佔用的【線性地址】空間是：0x4000_0000 ~ 0x403F_FFFF。
下面再繼續讀取新內容時，就從 0x4040_0000 這個線性地址處開始存放，讀取過程與上面都是一樣的：
- 確定頁目錄表項：
0x4040_0000 = 0100_0000_0100_0000___0000_0000_0000_0000，前 10 位的索引值是 257;
發現 257 這個表項為空，於是分配一個空閒的物理頁，用作頁表;
分配一個物理頁，用作儲存程式檔案的內容，並把這個物理頁的地址記錄在頁表中;
線性地址 0x4040_0000 的中間 10 位的索引值是 0，所以登記在頁表的第一個表項中;
後面的過程就不再嘮叨了，一樣一樣的~~
最終的頁目錄和頁表的佈局，類似下面這張圖：
線性地址到實體地址的查詢、計算例項
如果理解了上一個主題的內容，那麼部分應該就可以不用再看了，因為它倆是相反的過程，而且查詢過程更簡單一些。
仍然繼續我們的假設：
使用者程式的長度是 20 MB，存放在虛擬記憶體 0x4000_0000 ~ 0x4140_0000 (線性地址)這段空間內;
程式碼段的長度是 8 MB，從虛擬記憶體的 0x40C0_0000 處開始存放;
也就是如下圖所示：
現在，使用者程式的內容已經全部讀取到記憶體中了，頁目錄、頁表全部都安排妥當了。
在頁目錄表中，一共有 5 個表項，正好表示這20MB的地址空間。
其中，8 MB 的程式碼所儲存的物理頁地址，登記在頁目錄表中的 259 和 260 這兩個表項中(上圖右側的綠色表項)。
目標：處理器在執行程式碼時，遇到一個線性地址0x4100_8800，頁處理單元需要把它轉換得到實體地址。
0x4100_8800 = 0100_0001_0000_0000___1000_1000_0000_0000
首先，根據線性地址的前 10 位(0100_0001_00)，得到它在頁目錄中的索引值為 260。
這個表項中記錄的頁表地址為 0x08040，因為頁表地址的低12位一定是bit0，因此這個頁表的地址就是 0x0804_0000。
頁目錄表的開始地址，肯定是從 CR3 暫存器獲取的;
然後，根據線性地址的中間 10 位(00_0000___1000)，得到頁表中的索引值為 8。
這個表項中記錄的物理頁地址為 0x02004，補上低位的12個bit0，就得到物理頁的開始地址是 0x0200_4000。
最後，根據線性地址的最後 12 位(1000_0000_0000)，得到它在物理頁的偏移量 2048。
也就是說：從物理頁的開始地址(0x0200_4000)，偏移2048個位元組的地方，就是這個線性地址(0x4100_8080)對應的實體地址(0x0200_4800)。
大功告成！
關於虛擬地址到實體地址的轉換、頁目錄和頁表的查詢過程，基本就討論結束了。
不知道客官您是否已經酒足飯飽？
下週再寫一篇對頁目錄和頁表自身的“元操作”，這個系列文章就基本結束了。
如果還滿意的話，請您鼓勵一下，點個贊，轉發給朋友圈中的技術小夥伴，這也是對我最大的鼓勵，非常感謝！
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