区分页目录项和页表项的结构😡

场景设定

体系结构: 32位系统。
内存管理: 二级页式存储管理。
页面大小: 4KB (212 字节)。
表项大小: 页目录项(PDE) 和页表项(PTE) 都是4字节（32位）。
已知条件:
- 当前进程的页目录表基地址寄存器(PDTR) 的值为 0x00100000 (页目录表存放在这个物理地址开始的地方)。
- 我们需要转换一个逻辑地址：0x016843C5。

第一步：逻辑地址的结构分解

首先，我们必须把逻辑地址 0x016843C5 按照二级分页的结构进行拆分。

转换为二进制:

0x016843C5 = 0000 0001 0110 1000 0100 0011 1100 0101
按结构拆分:

根据我们之前定义的结构 (p1: 10位, p2: 10位, d: 12位) 进行切分。
- 一级页目录号 (p1): 0000 0001 01 (二进制) = 5 (十进制)
- 二级页表号 (p2): 10 1000 0100 (二进制) = 644 (十进制)
- 页内偏移 (d): 0011 1100 0101 (二进制) = 0x3C5 (十六进制) = 965 (十进制)

我们可以用一个表格清晰地展示这个分解结果：

表格一：逻辑地址 `0x016843C5` 的结构

部分名称	二进制表示	十六进制表示	十进制值	作用
一级页目录号 (p1)	`0000 0001 01`	`0x005`	5	用于在页目录表中查找PDE
二级页表号 (p2)	`10 1000 0100`	`0x284`	644	用于在二级页表中查找PTE
页内偏移 (d)	`0011 1100 0101`	`0x3C5`	965	最终在物理页帧内的偏移地址

第二步：查找页目录项 (PDE)

现在，CPU的内存管理单元(MMU)开始工作。

定位页目录表: 从页目录表基地址寄存器(PDTR) 中获取页目录表的物理基地址：0x00100000。
计算PDE地址:
- 我们要找的PDE是页目录表中的第 p1 (=5) 项。
- 每个PDE大小为4字节。
- 所以，目标PDE的物理地址 = 基地址 + 索引 * 表项大小
  
  = 0x00100000 + 5 * 4
  
  = 0x00100014
获取PDE内容:

MMU从物理地址 0x00100014 处读取到4个字节的PDE内容。我们假设读到的内容是 0x00099067。

让我们用表格来展示这张“页目录表”中我们关心的这一项：

表格二：页目录表中的第5项 (PDE)

物理地址	索引 (p1)	PDE内容 (十六进制)	PDE内容 (二进制)
`0x00100014`	5	`0x00099067`	`0000 0000 0000 1001 1001 0000 0110 0111`

解读这个PDE (0x00099067):

页表的物理基地址 (高20位): 0x00099。这意味着我们需要的二级页表，存放在物理页帧号为 0x00099 的地方。其物理基地址是 0x00099000。
存在位 P (bit 0): 1，表示这个二级页表在内存中，有效。
其他控制位...

第三步：查找页表项 (PTE)

现在我们已经拿到了二级页表的“指针”，继续寻址。

定位二级页表: 根据上一步PDE提供的信息，我们知道二级页表的物理基地址是 0x00099000。
计算PTE地址:
- 我们要找的PTE是这张二级页表中的第 p2 (=644) 项。
- 每个PTE大小为4字节。
- 所以，目标PTE的物理地址 = 基地址 + 索引 * 表项大小
  
  = 0x00099000 + 644 * 4
  
  = 0x00099000 + 2576 (十进制)
  
  = 0x00099000 + 0xA10 (十六进制)
  
  = 0x00099A10
获取PTE内容:

MMU从物理地址 0x00099A10 处读取到4个字节的PTE内容。我们假设读到的内容是 0x00785067。

表格三：二级页表中的第644项 (PTE)

物理地址	索引 (p2)	PTE内容 (十六进制)	PTE内容 (二进制)
`0x00099A10`	644	`0x00785067`	`0000 0000 0111 1000 0101 0000 0110 0111`

解读这个PTE (0x00785067):

物理页帧号 (高20位): 0x00785。这就是我们最终要找的数据所在的物理页帧号！它的物理基地址是 0x00785000。
存在位 P (bit 0): 1，表示这个数据页在内存中，有效。
其他控制位...

第四步：形成最终物理地址

寻宝图的最后一步，拼接最终地址。

获取物理页基地址: 从上一步的PTE中，我们得到了物理页帧号 0x00785，其对应的物理基地址是 0x00785000。
获取页内偏移: 从第一步分解逻辑地址时，我们得到了页内偏移 d，其值为 0x3C5。
计算最终物理地址:
- 最终物理地址 = 物理页基地址 + 页内偏移
  
  = 0x00785000 + 0x3C5
  
  = 0x007853C5

结论：逻辑地址 0x016843C5 经过二级页表的转换，最终映射到了物理地址 0x007853C5。

问题一：“页目录项都是20bit吗？”

答：不是。这是一个非常普遍的误解，但非常关键。

一个页目录项 (PDE) 本身是一个完整的数据结构，在32位系统中，它通常是32位（即4字节）。

你提到的“20bit”是页目录项内部一个非常重要的字段的长度，即**“页表的物理基地址”**字段。

让我们把一个32位的页目录项(PDE)想象成一个信息卡片，这张卡片被分成了两部分：

核心信息区（20位）: 用来存放它所指向的那个二级页表的物理基地址（或者说是物理页帧号）。
控制/状态信息区（12位）: 用来存放各种标志位，如**存在位(P)、读写权限位(R/W)、用户/超级用户位(U/S)**等。

所以，完整的关系是：

一个32位的页目录项 = 20位的页表基地址 + 12位的控制位

这个结构与页表项(PTE)非常相似，PTE也是一个32位的项，由20位的物理页帧号和12位的控制位组成。

为什么是20位？

因为在我们的例子中（32位系统，4KB页面），物理地址也是32位。一个物理页帧的地址由于是4K对齐的，所以其低12位必然全为0。因此，我们只需要存储其高20位（即物理页帧号PFN）就足以定位这个页帧了。20位页帧号 + 12个0 = 32位物理基地址。

问题二：“页目录项应该不包括页内偏移量吧？”

答：你说的完全正确！

页目录项 (PDE) 和页表项 (PTE) 的结构中，绝对不包含页内偏移量。

原因在于它们在地址转换过程中扮演的角色是完全不同的：

页目录项(PDE)和页表项(PTE)的使命:

它们的唯一使命是将逻辑地址中的“页号”部分翻译成物理地址中的“页帧号”部分。它们是“页到帧”的翻译官。
页内偏移(d)的使命:

页内偏移量的使命是在已经找到的那个正确的物理页帧内部，定位到具体的字节地址。它是“帧内寻址”的导航员。

地址转换流程清晰地体现了这一点：

CPU拿出逻辑地址中的 p1 部分去查页目录表，找到对应的 PDE。
从PDE中取出页表的地址。
CPU拿出逻辑地址中的 p2 部分去查这个页表，找到对应的 PTE。
从PTE中取出最终物理页帧的地址。
直到此时，CPU才拿出逻辑地址中的 d (页内偏移) 部分，与上一步得到的物理页帧地址相加，形成最终的物理地址。