Linux 0.11中的页目录表及页表内容分析
Linux0.11针对的内存是16M。采用了两级分页机制进行内存的管理。
根据head.s中第114行的.org 0x1000可知，物理地址0x1000之前的所有数据都将被页目录表覆盖(这个覆盖，是指更改了内存中的内核镜像文件，而不是磁盘上的内核镜像文件)。
1、首先，Linux从0x00000地址开始对五页内存进行清零。(1页页目录表+4页页表)
| 1 | setup_paging: |
| 2 | movl $1024*5,%ecx /* 5 pages - pg_dir+4 page tables */ |
| 3 | xorl %eax,%eax |
| 4 | xorl %edi,%edi /* pg_dir is at 0x000 */ |
| 5 | cld;rep;stosl |
2、接着，填写页目录表(页目录表的位置为0x00000-0x00fff,大小为4K，每一项占4字节)。因为只有4个页表，所以只填写了前四项。
| 1 movl $pg0+7,pg_dir /* set present bit/user r/w */ |
| 2 movl $pg1+7,pg_dir+4 /* --------- " " --------- */ |
| 3 movl $pg2+7,pg_dir+8 /* --------- " " --------- */ |
| 4 movl $pg3+7,pg_dir+12 /* --------- " " --------- */ |
这里，4个页目录项的内容分别是$pg0(1,2,3)+7，分别是4个页表的物理地址+111B。前面的$pg0(1,2,3)是页表的物理地址，而111B则代表这4个页表权限为可读写。
3、填写页表项的内容
| 1 movl $pg3+4092,%edi |
| 2 movl $0xfff007,%eax /* 16Mb - 4096 + 7 (r/w user,p) */ |
| 3 std |
| 4 1: stosl /* fill pages backwards - more efficient :-) */ |
| 5 subl $0x1000,%eax |
| 6 jge 1b |
这里的填写是逆序填写的，也就是首先将16M物理内存最后一页的启始地址+权限(16M-4K+111B)填写到第4张页表的最后一项。地址为$pg3+4092，其中$pg3为(第4张页表的起始地址)，4092是因为1024*4(1024项，每项占用4字节)-4(最后一项页占用4字节)。所以第4张页表的最后一项是(16M-4K)0xfff000+111B=0xfff007。
最终，std以4递减edi寄存器(一个页表项占4字节，edi指向正在操作的页表项)，subl $0x1000,%eax将减去0x1000(一页内存的大小，eax指向正在操作的内存边界)，l:stosl是填写页表项，知道eax的内容为0，这样就填写完了4个页表。
这样，内存中的页目录表和页表分布就是：
| 物理内存地址 | 所含信息及备注 | 单元内容 |
| 0X00FF FFFC …… |
…… …… |
|
| 0X0000 4FFC 0X0000 4FF8 … … 0X0000 4004 0X0000 4000 |
页表4 4K (0X00004000-0X00004FFC) 4字节为一项 |
0X00FF F000+7 0X00FF E000+7 … … 0X00C0 2000+7 0X00C0 1000+7 0X00C0 0000+7 |
| 0X0000 3FFC 0X0000 3FF8 … … 0X0000 3004 0X0000 3000 |
页表3 4K (0X00003000-0X00003FFC) 4字节为一项 |
0X00BF F000+7 0X00BF E000+7 … … 0X0080 2000+7 0X0080 1000+7 0X0080 0000+7 |
| 0X0000 2FFC 0X0000 2FF8 … … 0X0000 2004 0X0000 2000 |
页表2 4K (0X00002000-0X00002FFC) 4字节为一项 |
0X007F F000+7 0X007F E000+7 … … 0X0040 2000+7 0X0040 1000+7 0X0040 0000+7 |
| 0X0000 1FFC 0X0000 1FF8 … … 0X0000 1004 0X0000 1000 |
页表1 4K (0X00001000-0X00001FFC) 4字节为一项 |
0X003F F000+7 0X003F E000+7 … … 0X0000 2000+7 0X0000 1000+7 0X0000 0000+7 |
| 0X0000 0FFC 0X0000 0FF8 … … 0X0000 0004 0X0000 0000 |
PDT(页目录表) 4K (0X000000-0X00000FFF) 只有前四项有内容 |
… 0x0000 4000+7 0x0000 3000+7 0x0000 2000+7 0x0000 1000+7 |
最后，把页目录表的地址(0x000000)写到控制寄存器CR3，然后置控制寄存器CR0的PG位，这样就开启了内存的分页管理功能。
Linux0.11在分页机制下的寻址(两级表寻址)
第一级表称为页目录。
存放在1页4k页面中。具有1k个4字节长度的表项。这些表项指向第二级表。线性地址的最高10位(位31-22)用作一级表(页目录)中的索引值来选择某个页目录项，用以选择某个二级表。
第二级表称为页表。
长度也是1个页面，每个表含有1k个4字节的表项。每个4字节表项含有相关页面的20位物理地址。二级页表使用线性地址中间的10位(位21-12)作为表项索引值，在表内索引含有页面20位物理地址的表项。该20位页面物理地址和线性地址中的低12位(页内偏移)组合在一起就得到了分页转换中的输出值，也就是最终的物理地址。
也就是说：
线性地址高10位---------索引页目录表----------->找到相应页表
线性地址中间10位---------索引页表----------->得到页表中相应的项，其中的高20位就是物理地址的高20位
线性地址低12位-------------------->物理地址的低12位
下面举两个例子说明Linux0.11的分页寻址。
1、寻址0x38
首先写成32位地址为0x0000 0038。取最高10位，0000 0000 00B，索引页目录项。这里找到页目录表的第0项，内容为$pg0+7=0x0000 1007。取线性地址的中间10位,00 0000 0000B，索引页表1(pg0)中的第0项，内容为
0x0000 0000+7，取他的高20位0x0000 0加上线性地址的低12位0x038就得到最终的物理地址0x0000 0038
2、寻址0x00f5 9f50
首先取最高10位，0000 0000 11，索引页目录表。这里为3就找到页目录表的第3项，指向页表4，内容为$pg3+7=0x0000 4000+7。取线性地址的中间10位，11 0101 1001B，索引页表4(pg3)中的0x359项，内容为0x00f5 9000+7。取其高20位0x00f5 9000加上线性地址的低12位0xf50就得到最终的物理地址0x00f5 9f50