基本概念

將內存切分為等大小的頁面，例如一個頁位4096 B = \(2^{12}\) B，也就是4 KB。這樣，內存的最小單位變成了4 KB。

4 GB (\(2^{32}\) B) 的內存地址范圍為：0x 0000 0000 ~ 0x FFFF FFFF
4 KB 的內存范圍為：0x 0000 0000 ~ 0x 0000 0FFF

也就是說，如果要變成以4 KB為一頁來管理內存，地址就變成了
0x FFFF F000 ~ 0x FFFF FFFFF
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0x 0000 2000 ~ 0x 0000 2FFF
0x 0000 1000 ~ 0x 0000 1FFF
0x 0000 0000 ~ 0x 0000 0FFF

這樣的排布，也就是說，4 GB被分為 \(2^{32-12} = 2^{20}\) 個大小為4 KB的塊。

這樣，地址的高20位，對應著16進制地址的高5位，就代表了分頁地址。找一個地方把這高20位保存起來，再加上12位的頁屬性，就變成了一個4個字節大小的，頁表項或者叫做分頁入口。

左邊的頁表，總共\(2^{20}\)個頁表項，一個頁表項是4 個字節，也就是 \(2^{2+20} = 2^{22}\) = 4 MB的大小，即頁表大小是4 MB就可以管理整個4 GB大小的所有內存空間。

這個4 MB的頁表也同樣用4 KB的分頁來管理，\(\frac{4MB}{4KB}=\frac{2^{22}}{2^{12}}=2^{10}=1024\) ，所以總共4MB的頁表也被劃分為了1024個分頁。

一個分頁中，有\(\frac{4KB}{4}=\frac{2^{12}}{2^2}=1024\) 個頁表項。

這1024個頁表，放在內存中，不是專門有一個區域的，也就是可能完全雜亂隨機，不按照順序存放的。因此，我們需要一個頁表目錄，去存放記錄頁表項的入口都在哪里。

仍然是使用4個字節來存放頁表入口（4個字節：頁表地址高20位+頁表屬性），因為我們是32位的系統，總共1024個頁表項，那就是\(2^{12}\)=4KB大小的頁表目錄，剛好是一個分頁的大小。其實這都是嚴格設計的，保證了數據結構的4K對齊。

使用專門的寄存器CR3，來保存頁目錄的起始地址。

之前有說過，為了簡化內存的管理，會使用平坦內存模型。也就是每個段都是4GB，每個段的起始地址都是0x 0000 00000。因此，每個段的區別是讀寫訪問權限的不同。

分頁地址計算

加上了今天的內存分頁之后，物理地址的計算就變成：

邏輯地址（段選擇子+偏移地址） --分段機制找到段基地址--> 線性地址（虛擬地址）（段基地址+偏移地址） --分頁機制--> 物理地址

每個32位的線性地址被劃分為三個部分：頁目錄索引（10位），頁表索引（10位）：偏移（12位即4K）。

首先根據分段機制，計算出來了線性地址。依據下面的步驟進行地址轉換：

1、 裝入進程的頁目錄地址（操作系統在調度進程時，把這個地址裝入CR3寄存器），CR3中的值是預先存儲好的。

2、 根據現行線性地址的前10位，在頁目錄中找對應的索引項，頁目錄中的項是一個頁表的地址。

3、 根據線性地址的中間10位，在頁表中找到頁的起始地址。

4、 將頁的起始地址與線性地址的最后12位相加，得到物理地址。

這樣的二級模式是可以覆蓋4G的物理地址空間的。

64位時代

CPU進入了64位時代之后，分段機制逐漸被弱化。但是，為了保證兼容性，沒有被拋棄，段機制也無法完全關閉，而是通過將所有的段基址全部都當作0，而且忽略段選擇子中的段界限的大小。

段寄存器中的DS/ES/SS被直接忽略，而FS/GS/CS只關注其中的幾位，也就是一部分屬性的大小。

這樣，就進入了平坦模式。只需要關注Paging的幾種方法