该系列文章是在学习《操作系统真相还原》时通过阅读后简化并适当描述整理的学习笔记，首先，致敬作者郑刚博士，在读本书时不得不佩服作者计算机底层功力的深厚。
目前我们已进入保护模式,但依然会受到限制,虽然地址空间达到了4GB,但此空间是包括操作系统共享的4GB空间，我们把段基址+段内偏移地址称为线性地址，线性地址是唯一的，只属于某一个进程。
在我们机器上即使只有512MB的内存，每个进程自己的内存空间也是4GB，这是指的虚拟内存空间。
为什么要分页，分段它不香吗？
一直以来我们都是在内存分段机制下工作的，该模式下如果系统里面的应用程序过多，或者内存碎片过多无法容纳新的进程，则可能会出现进程需要等待，或无法直接运行的局面，而内存分页机制，理论上只要4KB内存就可以让程序运行下去。
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在分段模式下
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CPU认为线性地址等于物理地址，而线性地址是由编译器编译出来的，它本身是连续的，所以要想运行程序，物理地址也必须要连续才行，但在多数情况下物理地址并不是连续的。
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在分页模式下
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线性地址可以连续而物理地址是分散的，我们通过某种映射关系来解除线性地址与物理地址的一一对应，然后通过映射机制将他们重新关联起来，把线性地址关联到任意的物理地址上面，理论上只要4KB内存就可以运行程序了。
对于分页机制来说，CPU在硬件层面提供了支持，在CPU实现中，这种映射关系是通过页表来实现的，由于地址转换的实时性较高，所以查找页表的功能也是被CPU硬件支持的。
什么是一级页表，它的作用是啥 ？
在保护模式中段寄存器中的内容是段选择子，选择子的最终目的就是为了找到段基址，其内存访问的核心机制依然是，段基址:段内偏移地址,这两个地址相加后才是绝对地址(线性地址)，此地址在分段机制下被CPU认为是物理地址可以直接被送上总线，该计算过程也是由段部件自动完成。
分页机制依然要建立在分段机制的基础之上，段部件依然需要工作，而分页只能在分段机制之后进行。
CPU在不打开分页机制的情况下，是按照分段方式工作的，将段地址和段内偏移地址经过段部件处理后所输出的线性地址，CPU就认为是物理地址，
而如果打开了分页，段部件输出的线性地址会变成虚拟地址，虚拟地址不等同于物理地址。
而CPU必须要拿到物理地址才行，此虚拟地址对应的物理地址需要在页表中查找，该工作由页部件自动完成。
- 分页机制的思想:
- 通过映射，可以使连续的线性地址与任意物理内存地址相关联，逻辑上连续的线性地址其对应的物理地址可以不连续。
- 分页作用，将线性地址转换成物理地址，用大小相等的页（页部件）代替大小不相等的段（段部件）。
通常情况下，经过段部件输出的线性地址也可以叫做虚拟地址，所谓的转换是指，从线性地址空间（段）到虚拟地址空间（页）再到物理地址空间（实际），如下图：
前面说过，分页机制建立在分段机制之上，即使在分页机制下的进程也要先经过逻辑上的分段，代码段和数据段在逻辑上被拆分成为以页为单位的小内存块，此时的虚拟地址不能存放任何数据。
接着操作系统开始为这些虚拟内存页分配真实的物理内存页，它查找物理内存中的可用页，然后在页表中登记这些物理页地址，此时就完成了虚拟页到物理页的映射，每个进程都以为自己独享4GB地址空间。
用于存储这种映射关系的表，就是页表(PT)，页表中每一行(1个单元格)称为页表项(PTE)，其大小是4字节，页表项的作用是存储内存物理地址，当访问一个线性地址时，实际上就是在访问页表项中所记录的物理内存地址。
一个页可被分为高低位吗？
CPU采用一个页的大小是4KB，32位地址表示4GB空间，可将32为地址分成高低两部分，低地址是内存块大小，高地址是内存块数量，故内存块数*内存块大小=4GB，页是地址空间的计量单位，只要是4KB的地址空间都可以称为一页，所以线性地址空间也要对应物理地址空间的一页。
一页大小是4KB（页大小是4KB所以页表项中的物理地址都是4K的整数倍），这样一来，4GB地址空间被划分成4GB/4KB=1MB个页，也就是4GB空间中可容纳1048576个页，页表中自然也要有1048576个页表项，这就是一级页表。
任意一个地址最终都会落到某个实际的物理页上，32位地址空间共有1MB个物理页.
首先定位到某个具体物理页，然后给出物理页内的偏移量就可以访问到任意1字节的内存，虚拟地址的高20位用来定位具体的物理页，低12位则用来在该物理页内寻址。
一级分页中的地址转换过程是怎样的？
页表是位于内存中的，在打开分页前需要将页表物理地址加载到CR3寄存器内，只要提供页表物理地址，便能够访问到页表中任意一个页表项地址。
一个页表项对应一个页，所以，用线性地址的高20位作为页表项的索引，每个页表项要占用 4 字节大小，所以这高20位的索引乘以4后才是该页表项相对于页表物理地址的字节偏移量。用 cr3 寄存器中的页表物理地址加上此偏移量便是该页表项的物理地址，从该页表项中得到映射的物理页地址，然后用线性地址的低 12 位与该物理页地址相加，所得的地址之和便是最终要访问的物理地址。CPU 中集成了专门用来干这项工作的硬件模块，我们把该模块称为页部件。
- 总结一下页部件的工作
- 用线性地址的高 20 位在页表中索引页表项，用线性地址的低 12 位与页表项中的物理地址相加，所求的和便是最终线性地址对应的物理地址。
什么是二级页表，它的作用是啥 ？
一级页表与二级页表原理一致，但在现代操作系统中一般都采用二级页表结构，两种页表结构区别如下:
- 1.一级页表中最多可容纳 1M（1048576）个页表项，每个页表项是 4 字节，如果页表项全满的话，便是 4MB 大小。
- 2.一级页表中所有页表项必须要提前建好，原因是操作系统要占用 4GB 虚拟地址空间的高 1GB，用户进程要占用低 3GB。
- 3.每个进程都有自己的页表，进程一多，光是页表占用的空间就很可观了。
- 4.不要一次性地将全部页表项建好，需要时动态创建页表项。
无论是几级页表，标准页的尺寸都是 4KB，所以 4GB 线性地址空间最多有 1M 个标准页。一级页表是将这 1M 个标准页放置到一张页表中，二级页表是将这 1M 个标准页平均放置 1K 个页表中，每个页表中包含有 1K 个页表项。页表项是 4 字节大小，页表包含 1K 个页表项，故页表大小为4KB，这恰恰是一个标准页的大小。
页目录表来存储这些页表，每个页表的物理地址在页目录表中都以页目录项（Page Directory Entry， PDE）的形式存储，页目录项大小同页表项一样，都用来描述一个物理页的物理地址，其大小都是 4 字节，而且最多有 1024 个页表，所以页目录表也是 4KB 大小，同样也是标准页的大小。
页目录表中共 1024 个页目录项，一个页目录项中记录一个页表物理页地址，页大小都是 0x1000，即 4096，每个页表中有 1024 个页表项，每个页表项中是一个物理页地址，最终数据写在这页表项中指定的物理页中。
二级页表是如何工作的 ？
二级页表地址转换原理是将 32 位虚拟地址拆分成高 10 位、中间 10 位、低 12 位三部分，
- 高 10 位作为页表的索引，用于在页目录表（PT）中定位一个页目录项（PDE），页目录项中有页表物理地址，也就是定位到了某个页表。
- 中间 10 位作为物理页的索引，用于在页表内定位到某个页表项（PTE），页表项中有分配的物理页地址，也就是定位到了某个物理页。
- 低 12 位作为页内偏移量用于在已经定位到的物理页内寻址。
访问任何页表内的数据都要通过物理地址，由于页目录项 PDE 和页表项 PTE 都是 4 字节大小，给出了 PDE 和 PTE 索引后，还需要乘以 4，再加上页表物理地址，这才是最终要访问的绝对物理地址。
- 具体流程如下
- 1.用虚拟地址的高 10 位乘以 4，作为页目录表内的偏移地址，加上页目录表的物理地址（CR3内的基地址），所得的和，便是页目录项的物理地址。读取该页目录项，从中获取到页表的物理地址。
- 2.用虚拟地址的中间 10 位乘以 4，作为页表内的偏移地址，加上在第 1 步中得到的页表物理地址，所得的和，便是页表项的物理地址。读取该页表项，从中获取到分配的物理页地址。
- 3.虚拟地址的高 10 位和中间 10 位分别是 PDE 和 PTE 的索引值，所以它们需要乘以 4，而低 12 位作为页内偏移直接与第2步物理页地址相加，即可得到实际内存物理地址。
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