chap3.7_分页模式
为什么要分页
**1. 实模式分段: **
原因: cpu段寄存器太小, 和cpu总线不匹配. ( cpu段寄存器16位,cpu总线20位.)
解决方案：通过 16位段寄存器 , 16位指针寄存器 ,使用2个16位寄存器配合达到20位总线寻址.
段寄存器：此时段寄存器是物理地址的偏移地址。
段地址：此时段地址是实际的物理地址
**2. 保护模式分段: **
原因: 实模式下20位总线，寻址只有1M，需要突破实模式1M内存寻址的限制。保护模式下使用32位总线，寻址可以达到4G，使用到更多内存。
解决方法: 创建全局描述符表, 先根据全局描述符表定位到分段信息，然后根据分段信息定义的起始物理地址 和 当前偏移地址找到实际物理地址。
段寄存器：此时段寄存器是全局描述符表的分段信息的选择子序号。
段地址：此时段地址是实际的物理地址
3. 分页模式：
原因: 实际物理地址存在范围比较小, 且不连续的问题. 碎片化后可使用内存减少。
解决方法: 创建页表，建立虚拟地址和物理地址的映射，加载的是是虚拟地址，然后根据虚拟地址查到物理地址并执行代码
段寄存器：此时段寄存器是全局描述符表的分段信息的选择子序号。
段地址：此时段地址是映射的虚拟地址，需要查找页表转换成实际分配的物理地址。
不同架构的分页机制
32位下分页
32位系统，内存支持到4G，使用二级页表，就可以满足要求了、
64位下分页
64位系统，支持到128G内存，使用二级页表无法满足要求，此时需要使用三级，四级页表了。
Linux采用的四级页表目录的大小有所不同：对于i386而言，仅采用二级页表，即页上层目录和页中层目录长度为0；对于启用PAE的i386，采用了三级页表，即页上层目录长度为0；对于64位体系结构，可以采用三级或四级页表，具体选择由硬件决定。
从上述过程中，可以看出，对虚拟地址的分级解析过程，实际上就是不断深入页表层次，逐渐定位到最终地址的过程，所以这一过程被叫做page talbe walk。
至于这种做法为什么能节省内存，举个更简单的例子更容易明白。比如要记录16个球场的使用情况，每张纸能记录4个场地的情况。采用4+4+4+4，共4张纸即可记录，但问题是球场使用得很少，有时候一整张纸记录的4个球场都没人使用。于是，采用4 x 4方案，即把16个球场分为4组，同样每张纸刚好能记录4组情况。这样，使用一张纸A来记录4个分组球场情况，当某个球场在使用时，只要额外使用多一张纸B来记录该球场，同时，在A上记录”某球场由纸B在记录”即可。这样在大部分球场使用很少的情况下，只要很少的纸即困记录，当有球场被使用，有需要再用额外的纸来记录，当不用就擦除。这里一个很重要的前提就是:局部性。
页目录和页表
1. 一级页表
物理内存分块：
在分页的情况下，将物理内存划分为最小4K (即2^12寻址范围)的内存块。
页表：
4G内存下，使用4G/4K=1048576=1M个页。一个页地址占4个字节，需要1048576 x 页地址4字节 = 4M空间。
页地址：
一个页地址占4个字节，高20位为页号，低12位为物理内存分块的偏移地址
虚拟地址映射：
页地址：
- 高20位：页号（1M）。
- 低12位：物理内存分块的偏移地址（4K）。
物理地址： 虚拟地址 = 页号（高20位） + 物理内存分块的偏移地址（低12位）物理地址 = [ (页起始地址 + 页号 x 页表项大小) -> 物理内存开始地址 ] + 物理内存分块的偏移地址- 页表项大小 ：4字节
一级页表存储结构：
| 一级页表 | |
|---|---|
| 0页：高20位页号 | 0页：低12位偏移地址 |
| 1页：高20位页号 | 1页：低12位偏移地址 |
| … | … |
| 1048576页：高20位页号 | 1048576页：低12位偏移地址 |
2. 二级页表
一级页表大小是4M, 占用内存过大。如果把地址拆分开存放，用两个页表来存放地址，每个页表只需要1024K。（第一个表存页开始地址，第二个存物理内存开始地址）。
此时第一个称为页目录，第二个称为页表，页地址大小为4字节。
继续把一级的1M大页表 。拆分开1024 x 1024的页，每个页大小1K x 页地址4字节。
一级页表虚拟地址：1M页地址（20位） + 4K物理分块偏移地址(12位)
二级页表虚拟地址：1K页目录地址（10位） + 1K页地址（10位） + 4K物理分块偏移地址(12位)
页表项：
虚拟地址映射
页地址：
高10位：页目录号（1K）
中10位：页号（1K）
低12位：物理内存分块的偏移地址（4K）。
物理地址：虚拟地址 = 页目录序号（高10位） + 页序号（中10位） + 物理内存分块的偏移地址（低12位）物理地址 = [([页目录表起始地址 + 页目录号 x 页表大小) -> 页表起始地址] + 页号 x 页表项大小 ) -> 物理内存开始地址 ] + 物理内存分块的偏移地址页表大小：4K字节，页表项大小 ：4字节。
| 页目录表 | |
|---|---|
| 0目录：高20位页表起始地址 | |
| 1目录：高20位页表起始地址 | |
| … | … |
| 1024页：高20位页表起始地址 | |
| 一级页表(按需分配) | |
| 0页：物理页起始地址 | |
| 1页：物理页起始地址 | |
| … | … |
| 1024页：物理页起始地址 |
为什么要使用多级页表
多级页表优势：
1.可以离散存储页表。
2.在某种意义上节省页表内存空间。
多级页表劣势：
增加寻址次数，从而延长访存时间。
那么使用多级页表比使用以及页表有没有什么劣势呢？
当然是有的。比如：使用以及页表时，读取内存中一页内容需要2次访问内存，第一次是访问页表项，第二次是访问要读取的一页数据。但如果是使用二级页表的话，就需要3次访问内存了，第一次访问页目录项，第二次访问页表项，第三次访问要读取的一页数据。访存次数的增加也就意味着访问数据所花费的总时间增加。
4. 动态分页
一个页表项，寻址范围为4M,16M需要4个页表项，4G需要1024个列表项。
进入分页模式
1. 进入分页模式
代码：
1 | ;------------------ |
2.加载CR3
加载页目录基址到cr3寄存器
1 | mov cr3, edx |
头文件io.h
汇编代码如下：
1 | io_load_page: ;void io_load_page(uint32 pde_address) |