【0】README（分页机制）
- 0.0） source code from orange’s implemention of a os and text description from Zhaojiong's perfect analysis of Linux kernel and for complete code ,please visit https://github.com/pacosonTang/Orange-s-OS/blob/master/p67.asm
- 0.1）本代码旨在演示 怎样开启分页机制 + 怎样构建页目录和页表
- 0.3）本文 只对 与 分页机制的 代码进行简要注释，言简意赅；
- 0.4） 为了让广大小白（像我一样对os分页机制不觉明里的小白）真真切切了解分页机制，即使这篇文章是转载自 "0.0" 中的两本，但我还是将本文归为原创以推荐到博客首页；（版权，我已在0.0中声明了）
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; pmtest6.asm
; 编译方法：nasm pmtest6.asm -o pmtest6.com
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%include "pm.inc" ; 常量, 宏, 以及一些说明
PageDirBase equ 200000h ; 页目录开始地址: 2M
PageTblBase equ 201000h ; 页表开始地址: 2M+4K
org 0100h
jmp LABEL_BEGIN
[SECTION .gdt]
; GDT
; 段基址, 段界限, 属性
LABEL_GDT: Descriptor 0, 0, 0 ; 空描述符
LABEL_DESC_NORMAL: Descriptor 0, 0ffffh, DA_DRW ; Normal 描述符
; 页目录描述符 [add]
LABEL_DESC_PAGE_DIR: Descriptor PageDirBase, 4095, DA_DRW;Page Directory
; 页表描述符 [add]
LABEL_DESC_PAGE_TBL: Descriptor PageTblBase, 1023, DA_DRW|DA_LIMIT_4K;Page Tables
LABEL_DESC_CODE32: Descriptor 0, SegCode32Len-1, DA_C+DA_32 ; 非一致代码段, 32
LABEL_DESC_CODE16: Descriptor 0, 0ffffh, DA_C ; 非一致代码段, 16
LABEL_DESC_DATA: Descriptor 0, DataLen-1, DA_DRW ; Data
LABEL_DESC_STACK: Descriptor 0, TopOfStack, DA_DRWA + DA_32 ; Stack, 32 位
LABEL_DESC_VIDEO: Descriptor 0B8000h, 0ffffh, DA_DRW ; 显存首地址
; GDT 结束
GdtLen equ $ - LABEL_GDT ; GDT长度
GdtPtr dw GdtLen - 1 ; GDT界限
dd 0 ; GDT基地址
; GDT 选择子
SelectorNormal equ LABEL_DESC_NORMAL - LABEL_GDT
SelectorPageDir equ LABEL_DESC_PAGE_DIR - LABEL_GDT
SelectorPageTbl equ LABEL_DESC_PAGE_TBL - LABEL_GDT
SelectorCode32 equ LABEL_DESC_CODE32 - LABEL_GDT
SelectorCode16 equ LABEL_DESC_CODE16 - LABEL_GDT
SelectorData equ LABEL_DESC_DATA - LABEL_GDT
SelectorStack equ LABEL_DESC_STACK - LABEL_GDT
SelectorVideo equ LABEL_DESC_VIDEO - LABEL_GDT
; END of [SECTION .gdt]
[SECTION .data1] ; 数据段
ALIGN 32
[BITS 32]
LABEL_DATA:
SPValueInRealMode dw 0
; 字符串
PMMessage: db "In Protect Mode now. ^-^", 0 ; 进入保护模式后显示此字符串
OffsetPMMessage equ PMMessage - $$
DataLen equ $ - LABEL_DATA
; END of [SECTION .data1]
; 全局堆栈段
[SECTION .gs]
ALIGN 32
[BITS 32]
LABEL_STACK:
times 512 db 0
TopOfStack equ $ - LABEL_STACK - 1
; END of [SECTION .gs]
[SECTION .s16]
[BITS 16]
LABEL_BEGIN:
mov ax, cs
mov ds, ax
mov es, ax
mov ss, ax
mov sp, 0100h
mov [LABEL_GO_BACK_TO_REAL+3], ax
mov [SPValueInRealMode], sp
; 初始化 16 位代码段描述符
mov ax, cs
movzx eax, ax
shl eax, 4
add eax, LABEL_SEG_CODE16
mov word [LABEL_DESC_CODE16 + 2], ax
shr eax, 16
mov byte [LABEL_DESC_CODE16 + 4], al
mov byte [LABEL_DESC_CODE16 + 7], ah
; 初始化 32 位代码段描述符
xor eax, eax
mov ax, cs
shl eax, 4
add eax, LABEL_SEG_CODE32
mov word [LABEL_DESC_CODE32 + 2], ax
shr eax, 16
mov byte [LABEL_DESC_CODE32 + 4], al
mov byte [LABEL_DESC_CODE32 + 7], ah
; 初始化数据段描述符
xor eax, eax
mov ax, ds
shl eax, 4
add eax, LABEL_DATA
mov word [LABEL_DESC_DATA + 2], ax
shr eax, 16
mov byte [LABEL_DESC_DATA + 4], al
mov byte [LABEL_DESC_DATA + 7], ah
; 初始化堆栈段描述符
xor eax, eax
mov ax, ds
shl eax, 4
add eax, LABEL_STACK
mov word [LABEL_DESC_STACK + 2], ax
shr eax, 16
mov byte [LABEL_DESC_STACK + 4], al
mov byte [LABEL_DESC_STACK + 7], ah
; 为加载 GDTR 作准备
xor eax, eax
mov ax, ds
shl eax, 4
add eax, LABEL_GDT ; eax <- gdt 基地址
mov dword [GdtPtr + 2], eax ; [GdtPtr + 2] <- gdt 基地址
; 加载 GDTR
lgdt [GdtPtr]
; 关中断
cli
; 打开地址线A20
in al, 92h
or al, 00000010b
out 92h, al
; 准备切换到保护模式
mov eax, cr0
or eax, 1
mov cr0, eax
; 真正进入保护模式
jmp dword SelectorCode32:0 ; 执行这一句会把 SelectorCode32 装入 cs, 并跳转到 Code32Selector:0 处
;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;;
LABEL_REAL_ENTRY: ; 从保护模式跳回到实模式就到了这里
mov ax, cs
mov ds, ax
mov es, ax
mov ss, ax
mov sp, [SPValueInRealMode]
in al, 92h ; ┓
and al, 11111101b ; ┣ 关闭 A20 地址线
out 92h, al ; ┛
sti ; 开中断
mov ax, 4c00h ; ┓
int 21h ; ┛回到 DOS
; END of [SECTION .s16]
[SECTION .s32]; 32 位代码段. 由实模式跳入.
[BITS 32]
LABEL_SEG_CODE32:
; 开启分页机制的初始化工作，该指令执行后，cpu即可开启分页机制[add]
call SetupPaging
mov ax, SelectorData
mov ds, ax ; 数据段选择子
mov ax, SelectorVideo
mov gs, ax ; 视频段选择子
mov ax, SelectorStack
mov ss, ax ; 堆栈段选择子
mov esp, TopOfStack
; 下面显示一个字符串
mov ah, 0Ch ; 0000: 黑底 1100: 红字
xor esi, esi
xor edi, edi
mov esi, OffsetPMMessage ; 源数据偏移
mov edi, (80 * 10 + 0) * 2 ; 目的数据偏移。屏幕第 10 行, 第 0 列。
cld
.1:
lodsb
test al, al
jz .2
mov [gs:edi], ax
add edi, 2
jmp .1
.2: ; 显示完毕
; 到此停止
jmp SelectorCode16:0
; [add]启动分页机制 --------------------------------------------------------------
SetupPaging:
; 为简化处理, 所有线性地址对应相等的物理地址.
; 首先初始化页目录
mov ax, SelectorPageDir ; 此段首地址为 PageDirBase
mov es, ax
mov ecx, 1024 ; 共 1K 个表项
xor edi, edi
xor eax, eax
mov eax, PageTblBase | PG_P | PG_USU | PG_RWW ; PageTblBase equ 201000h 页表开始地址: 2M+4K
; 这里是在初始化页目录中项的内容，即对应页表的内存地址
.1:
stosd
;stosb, stosw, stosd 把al/ ax/ eax的内容存储到 es:edi 指向的内存单元中, 该指令执行后，edi自增1
add eax, 4096
; 为了简化, 所有页表在内存中是连续的.，每个页表占用4k字节空间
loop .1
; 初始化页目录的项内容 over
; 再初始化所有页表 (1K 个, 4M 内存空间)的项内容，即页表的项存储的是内存地址的高20位地址；
mov ax, SelectorPageTbl ; 此段首地址为 PageTblBase
mov es, ax
mov ecx, 1024 * 1024 ; 共 1M 个页表项, 也即有 1M 个页 (因为1k个页目录项，每个目录项映射到1k个页表项)
xor edi, edi
xor eax, eax
mov eax, PG_P | PG_USU | PG_RWW
.2:
stosd
add eax, 4096 ; 每一页指向 4K 的空间
loop .2
; 初始化页表的项内容 over
mov eax, PageDirBase
; 加载页目录的基地址到 cr3
mov cr3, eax
; 设置cr0的PG位=1，开启分页机制
mov eax, cr0
or eax, 80000000h
mov cr0, eax
jmp short .3
.3:
nop
ret
; 分页机制启动完毕 ----------------------------------------------------------
SegCode32Len equ $ - LABEL_SEG_CODE32
; END of [SECTION .s32]
; 16 位代码段. 由 32 位代码段跳入, 跳出后到实模式
[SECTION .s16code]
ALIGN 32
[BITS 16]
LABEL_SEG_CODE16:
; 跳回实模式:
mov ax, SelectorNormal
mov ds, ax
mov es, ax
mov fs, ax
mov gs, ax
mov ss, ax
mov eax, cr0
and eax, 7FFFFFFEh ; PE=0, PG=0
mov cr0, eax
LABEL_GO_BACK_TO_REAL:
jmp 0:LABEL_REAL_ENTRY ; 段地址会在程序开始处被设置成正确的值
Code16Len equ $ - LABEL_SEG_CODE16
; END of [SECTION .s16code]
##**3.3 页式存储总结** 分段机制将逻辑地址转换成线性地址，线性地址通过分页机制转换成物理地址。  **为什么使用分页？（干货）** 分页管理机制的目的在于实现虚拟存储器，线性地址中的任意一个页都能映射到物理地址中的任何一个页，使得内存管理机制特别灵活。 **分页和分段的最大不同之处在于？（干货）**
- 1）段的长度不固定： 段的长度通常与存放在其中的代码和数据结构具有相同的长度；
- 2）页面长度固定：页面具有固定的长度；
- 3）如果仅使用分段地址转换：那么存储在物理内存中的一个数据结构将包含所有的部分；
- 4）如果使用了分页，那么一个数据结构就可以一部分存储在物理内存中，一部分存储在磁盘上（虚拟存储器）；
- 5）为了减少地址转换所要求的总线总起数量，最近访问的页目录和页表会被存放在处理器的缓冲器件中，该缓冲器件被称为TLB（translation lookaside buffer，翻译后备缓冲寄存器），提高访存效率；
3.3.1 分页机制概述
Why-为什么使用两极页表结构？
-
w1）页表含有2^20（1M）个表项，每项占4字节。如果用一个表来存储的话，将最多占用4M；为减少内存占用量，X86使用了两极页表；
-
w2）每个，仅有一个页目录占用4k， 每个页表占用4k，而要知道页目录一定常驻内存，而页表是在需要的时候才占用内容空间，当然常用的页表会存储在TLB中，这在一定程度上减少了
页表机制进行线性地址与物理地址映射所占用内存空间；（干货） -
1）第一级页表——页目录（bit31~22)：页目录项存储的内容是页表的基地址（高20位存储页表基地址，低12位存储所指向的页表属性）（干货）; 它被存放在1页4k页面中， 含有1k个4字节长度的表项，通过线性地址的bit31~22进行索引页目录表项；
-
2）第二级页表——页表（bit21~12）：页表项存储的内容是物理页的基地址（高20位存储物理页基地址，低12位存储物理页属性）（干货）; 它被存放在1页4k页面中，含有1k个4字节长度的表项，而该页表的表项由 bit21~12进行定位；
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3）偏移地址（bit11~0）：它存储的是物理页的第12位地址（干货）； 把页表项存储的高20位地址作为物理页的高20位地址，而偏移地址12位作为物理页的低12位地址，这样就得到了32位的物理地址；
-
4）映射到的物理地址空间：页长4k，总共有1k个页目录项，每个页目录项映射一张页表，每张页表有1k个页表项；故总共1k * 1k =1M个页表项；所以物理地址空间=1M * 4k = 4G
（you should know）：
Y1）页目录的基地址存储在cr3中；
Y2）开启分页机制，要设置cr0的最高位PG位=1；