我的OS | 分段和分页
今天这篇文章很长，但是如果静心读下来，一定会有所收获的。
最近，笔者一直在忙着编写切换到保护模式的代码，但由于能力不足，一直没有编写出来。
在上一篇文章中有这么一句：
; 设置bits31为0(为了禁止分页，我们想要使用分段)
写那个文章的时候，笔者才刚刚了解了伟大的8086CPU是怎么用16根数据总线访问1MB的内存（分段），连更伟大的386 486都没见过，更别说分页了。今天笔者也是才搞明白了到底什么是分页。
（
为什么到今天才明白呢。。。其实，笔者以前就听说过分页（在《30天自制操作系统》这本书中提到过），但是这本书讲的是分段。
后来又看《一个64位操作系统的设计与实现》，讲了分页，但是以笔者那时候的水平完全看不懂。
然后，笔者又借助伟大的百度谷歌不停搜索，只能搜到一些讲的很朦胧的句段。
笔者觉得，很肯能是因为只有大神才知道这种东西，而我们又看不懂大神讲的是什么。。。所以才闹到现在还是根据《一个64位操作系统的设计与实现》上讲的才明白过来
）
讲了这么多的废话，我们快点开始吧。首先是分段。
分段
为啥要有分段
在分段诞生之前，人们直接用绝对地址访问内存。这种方法的优点就是简单明了，比如说，你想要访问0x1234这个地方的地址，可以直接写成
0x1234
当然，有优点就肯定有缺点。这种模式的最大的缺点就是浪费。
8086CPU的配置是这样的
地址总线：20根
数据总线：16根
内存：1MB
如果没有分段机制，8086CPU要可以表示出来的最大内存地址是
(bin)1111 1111 1111 1111 = (hex)ffff
（CPU要用数据总线传输数据）
看起来还可以，但这相当于多大呢？
(bin)1111 1111 1111 111B = 32KB
明明有1MB却只能用32KB，简直太坑了。于是，人们想出来可以将地址分开表示。
如果你要表示0x1234，可以写成
0x12 0x34
这样也行，但不便于阅读。一般人们这样写
0x12:0x34
当然，写成
0x123:0x4
也可以的。
这里面，类似0x1的就是段地址，另一个就是偏移地址。
这样就诞生了伟大的分段系统。
保护模式下的分段系统
这种模式虽然好，但是现在的内存越来越大了，只有1MB肯定是不够的。当然，你会说换个更大的数据总线，也行。但是没有从根上解决问题。32位CPU首先就解决了这个访问内存的问题。
32位CPU创建了一个叫做GDT的东西（Global Segment Descriptor Table，全局段描述符）用来描述内存。
在32位模式下，内存的段地址不直接为段地址，而是经过GDT找到对应的段然后再获取该GDT的起始地址作为段地址。
可能光用文字不好理解，下面是图片，可能一看就懂了。
这里面，段寄存器的值也叫做段选择子。
有人可能会奇怪：段选择子那里明明写着0x10，为什么对应的是0x01号段呢？
这是因为CPU在处理段选择子的时候，低四位是有特殊用处，要留白。0x10转换成二进制是10000，对应的刚好是第一号段。
段信息里面大约有以下几个信息
段的起始地址
段的大小
段的属性（系统用或用户用）
基本上笔者觉得有用的就是这几个，还有几个类似于是否访问啊，几乎没有用，就不累赘了。
保护模式下面的分段模式很像一个文件夹，我们来看看
好，关于分段模式，我们就先讲这么多，现在来看分页模式。
分页
为什么要有个分页模式
既然已经有了分段模式了，为什么还要有个分页模式呢？
大家想象一下，如果已经有很多个程序在运行，又有一个程序要进来，它需要整整1GB的大小。
整个内存可以容纳下这个程序，但是全都是一块一块的碎片。如果没有分页模式，只能报出一个No enough memory的错误。
分页模式就可以让看起来连续的内存地址变得不连续。比如，0x7c00和0x7e00看起来只有512字节的距离，但启动分页模式后，他们可能在完全不同的地方。
分页模式是怎么工作的呢？
分页模式是建立于分段模式之上的，所以，CPU要先将地址通过分段，然后再执行分页。通过分段的结果叫做线性地址。在只开分段模式的情况下，这个地址直接作为内存物理地址，而在开启分页模式下，要再通过分页才可以得出物理地址。
假设我们有一个叫做function的函数，它的偏移地址是0x1234（相对于当前段描述符）。分页机制会先将它转换为一个8位的十六进制数字，就是
0x00001234
然后，分页机制会将它分成三部分
0x000 0x001 0x234
分别对应页表1的第0项，页表2的第一项，偏移地址为0x234。
页表的格式和GDT的格式差不多，基本是一样的。其中的页表1又叫做目录项，页表2又叫做页表项。
既然它叫做目录项，我们就用文件夹来模拟它。
我们模拟一下CPU将0x7c00转换为物理地址
0x00007c00
目录项: 0x000
页表项: 0x007
偏移地址: 0xc00
找到了目录项就进去
接下来，CPU要合成出物理地址。我们看一看页表(类似于GDT)
然后CPU再去找页表项0x007的页表
注意，这里写的是相对于上一层目录项而不是绝对地址。也就是说它的绝对地址要和页目录项结合后才能转换成物理地址
我们可以用分段机制的方法转换
段地址: 0xffff
偏移地址: 0x1000
结果: 0xffff * 16 + 0x1000 = 0xffff1000
结果是0xffff1000，就是说这个页表项的物理地址是0xffff1000，加上最开始的偏移地址0xc00得到了
段地址: 0xffff1000
偏移地址: 0xc00
结果: 0xffff1000 * 16 + 0xc00 = 0xffff1000c00
就是说，在开启分页机制后，如果页表和上面是一样的话，CPU在访问0x7c00时会得到物理地址0xffff1000c00处的内容。
怎么样，明白了吗？