标签：ble oop 屏幕 保护模式 寻址 段描述符 uri 复制粘贴 不能
通过前四章的努力，我们成功将控制权转交给了 loader.asm 这个程序，并且从实模式跨越到了保护模式。第四章讲保护模式的时候我说过，这是我们操作系统的第一个精彩之处。但其实这只是针对之前我们进行的只是无意义的输出，以及硬盘的加载等工作。但到了这一章，之前一步步的努力进入到了保护模式，也只能说是做了很多苦力，其实很多代码都是固定的，给我们发挥的空间也不大。
但是到了本章，可以说终于有能体现出我们设计能力的地方了。
还是先直接简单说要做的事，再说为什么，实现分页要做以下三件事：
我们对比下进入保护模式中实现段描述符机制需要做的三件事：
你看，是否是非常相似呢？都是内存某位置准备xxx，把起始地址赋值给一个特定的寄存器，然后将另一个特殊寄存器的某位置 1 表示开启。所以上一章我说过，cpu 与操作系体打配合，这种模式运用得非常多。我们写操作系统的人不用管 cpu 的具体实现，只需要按照指定步骤操作即可，之后硬件会帮我们完成所需要的功能。
说实话我也想不明白为什么要分页，主要是我说不上来为什么不是其他方式，所以这块我也只能跟着官方说的去理解了。
如果只用段式管理的话，段大小不一致，且同一个程序逻辑地址和物理地址都是连续的。段大小不一致导致内存有大段有小段，也会留下一些内存碎片，过大的段查不进来，过小的段插进去又会产生更小的碎片。同一个段内所有的程序地址都是连续的，这也导致不灵活，我们希望能有一套机制使得程序所用的逻辑地址连续，但实际映射到的物理地址并不连续，增加这么一个层来解决这个问题。
我们本讲只是准备一些必要的页表，然后开启页表机制。等到后面多任务的时候才能真正体会到页表的用处以及好处，所以我们姑且先简单理解下，至于具体的好处，其实有好多细节的，等以后用到的时候慢慢体会。
我们可以类比段的转化，我们最初给的地址是 段选择子：段内偏移值，在保护模式下，用段选择子去内存中的段描述符表中，找到段描述符，取出段基址，再+段内偏移地址，得到最终的物理地址。
页的转化也是类似的，上一步通过段描述符得到的“物理地址”，再开启分页后叫做逻辑地址。这个逻辑地址也是分成 前半部分：后半部分 这种形式，用前半部分的值在页表中寻找并换出一个页地址（也可以理解成基址这个概念），然后再拼接上后半部分的值，得到最终的物理地址。
只不过，现在的页表方案一般是二级页表，第一级叫页目录表（PDE），第二级叫页表（PTE）。然后这个逻辑地址就是被看成 高10位：中间10位：后12位。高10位负责再页目录表中找到一个页目录项，这个页目录项的值加上中间10位拼接后的地址去页表中去寻找一个页表项，这个页表项的值，再加上后12位，拼接后的地址就是最终的物理地址。
12位可以表示 4K，所以也就是一个页可表示的内存大小为 4KB。10位可以表示 1K，所以页目录表中最多有 1024 个页目录项，一个页表中最多有 1024 个页表项，那最大可表示的内存范围就是 1024 * 1024 * 4KB = 4G。其实这也是废话，你可以仔细想想看，不论你分成几级页表，只要是通过这种方式寻址的，只要是一个 32 位的地址，总是可以表示 4G 大小的。只不过通过你的不同分法，可能导致页大小，页目录项数目，页表数目，以及假如你定了 n 级页表后的 n 级页表的页表项数目不同而已。
因为我们分页之前的代码（loader）都在低端 1MB 范围内，所以开启分页之后的逻辑地址开始的 1M 也要一一对应上物理地址的开始 1M，所以有了第 0 个页目录项。第 768 个页目录项对应着逻辑地址 3G 以上的 4M（ 0xc0000000～0xc03fffff 不过我们页表只写了 256 项也就是规划了 1M），这是因为我们决定将操作系统内核写在 3G 以上的 1M 空间里。
我们规划，虚拟地址的 0~3G 是用户空间，3~4G 是内核空间，所以我们提前把页目录表的第 769~1022 项建好，至于为什么以后再说。
loader.asm
...
;创建页表并初始化（页目录和页表）
PAGE_DIR_TABLE_POS equ 0x100000
call setup_page
;重新加载 gdt，因为已经变成了虚拟地址方式
sgdt [lgdt_value]
mov ebx,[lgdt_value+2]
or dword [ebx+0x18+4],0xc0000000
add dword [lgdt_value+2],0xc0000000
add esp,0xc0000000
;页目录表起始地址存入 cr3 寄存器
mov eax,PAGE_DIR_TABLE_POS
mov cr3,eax
;开启分页
mov eax,cr0
or eax,0x80000000
mov cr0,eax
;重新加载 gdt
lgdt [lgdt_value]
mov byte [gs:0x1e0],'p'
mov byte [gs:0x1e2],'a'
mov byte [gs:0x1e4],'g'
mov byte [gs:0x1e6],'e'
mov byte [gs:0x1ea],'o'
mov byte [gs:0x1ec],'n'
jmp $
setup_page:
;先把页目录占用的空间逐字清零
mov ecx,4096
mov esi,0
.clear_page_dir:
mov byte [PAGE_DIR_TABLE_POS+esi],0
inc esi
loop .clear_page_dir
;开始创建页目录项（PDE）
.create_pde:
mov eax,PAGE_DIR_TABLE_POS
add eax,0x1000; 此时eax为第一个页表的位置及属性
mov ebx,eax
or eax,111b
mov [PAGE_DIR_TABLE_POS],eax
mov [PAGE_DIR_TABLE_POS+0xc00],eax
sub eax,0x1000
mov [PAGE_DIR_TABLE_POS+4*1023],eax
;开始创建页表项（PTE）
mov ecx,256
mov esi,0
mov edx,111b
.create_pte:
mov [ebx+esi*4],edx
add edx,4096
inc esi
loop .create_pte
;创建内核其他页表的页目录项（PDE）
mov eax,PAGE_DIR_TABLE_POS
add eax,0x2000
or eax,111b
mov ebx,PAGE_DIR_TABLE_POS
mov ecx,254
mov esi,769
.create_kernel_pde:
mov [ebx+esi*4],eax
inc esi
add eax,0x1000
loop .create_kernel_pde
ret
...Makefile 仍然和上一章一样，所以直接执行 make brun
可以看到分页开启后，成功在屏幕输出了 pageon 字符串
我之前写过一篇文章 究竟什么是技术，还被好多人骂了。我文章里说的就是感觉现在做的事情（Java），以及好多好多所谓的技术，都只是应用而已，甚至觉得只有基础科学，只有研究质子中子电子，这些东西才算是真正的技术，其他的只是应用而已。
不过现在我知道自己的问题所在了，因为我研究操作系统就是想做点真正的技术。但现在看来，如果还延续当时的想法，像开启分页，进入保护模式，往显卡映射的内存写数据，这些都应该只叫做应用。因为这些的底层原理是 cpu 硬件电路的布线方式，我们的操作系统只是应用了它们，把一些操作封装起来再暴露给用户而已。
但如果真这样深入下去，其实是没完没了的，你的求知欲又会深入到物理层面，这其实跟计算机技术已经相差甚远了。所以我现在觉得，把底层细节当作已知，在这上面建立一套完善的体系，这本身就是这一层的技术了，每一层有每一层技术的复杂性，不能说越底层的才越接近技术，越接近真理。
所以，你可以不断深入探索底层的技术，但大可不必对自己所研究层次的知识妄自菲薄。
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目前的系列包括
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原文地址：https://www.cnblogs.com/flashsun/p/12234807.html
