JOS学习笔记（六）
接下来做part2，先上一张开启分页后的地址变换图：（完整的图在http://pdos.csail.mit.edu/6.828/2011/lec/x86_translation_and_registers.pdf）
然后再放一张具体的地址变换的图：
好当我们把这两张图也牢记于心的时候就可以开始实验的part2了。
1、实验要求
完成以下几个函数：
pgdir_walk() boot_map_region() page_lookup() page_remove() page_insert()然后通过mem_init()里面的check_page函数就算过关了。
虽然要求比较简单，但实现起来可真不容易。
2、原理
（1）地址变换
首先从硬件机制说起，当cpu拿到一个地址并根据这个地址访问主存时，在x86体系架构下要经过至少两级的地址变换，第一级成为段式地址变换而第二级成为页式地址变换。（为什么？主要是从安全、兼容老的os、考虑现代os等原因）
最原始的地址叫做虚拟地址，根据规定，将前16位作为段选择子，后32位作为偏移。根据段选择子查找gdt/ldt，查到的内容替加上偏移，此时的地址就变成了线性地址。
线性地址前10位被称作页目录入口（page directory entry也就是pde），其含义为该地址在页目录中的索引，中间10位为页表入口（page table entry，也就是pte），代表在页表中的索引，最后12位是偏移。
当一个线性地址进入页式地址变换机制时，首先cpu从cr3寄存器里得到页目录（page directory）在主存中的地址，然后根据这个地址加上pde得到该地址在页目录中对应的项。无论是页目录的项还是页表的项均是32位，前20位为地址，后12位为标志位。当获取了相应的页目录项之后，根据前20位地址得到页表所在地址，加上偏移pte得到页表项，取出前20位加上线性地址本身的后12位组成物理地址，整个变换过程结束。这也就是以上两个图所描述的功能。
值得注意的是，这个过程完全是由硬件实现，在这个部分的实验中要做的是初始化并维护页目录与页表，当页目录与页表维护好了，然后使cr3装载新的页目录，一切就交由硬件去处理地址变换了。
这里还有两个点需要说下：
1、为什么是20位就能表示页表所在地址？因为页表的分配以页为单位，换句话分配的过程是分配一个页面，而这个页面所有内容都用来当做页表，而页正好是4k，所以页表地址必定是4k对齐。
2、一个页表项对应一页（也就是4K内容），因为其后面有12位的偏移。一个页表有1024个页表项，因为一个页表大小为4K，一个页表项为32位（4B）。一个页目录项对应一个页表，对应4K*1024=4M空间的映射。一个页目录有1024个页目录项，对应4M*1024=4G地址的映射，正好是32位地址空间。
3、一个理发师只为不自己理发的人理发，当然我们在这里不套路罗素悖论。段页地址变换只为虚拟地址进行地址变换，而不为它本身的地址进行变换。换句话说变换过程中所出现的任何地址都是物理地址，在编写代码的时候尤其要注意这一点。
（2）JOS的相关部分
之前的日志里已经说过，JOS的机制中，虽然使用段式地址变换，但和没使用完全一样，因为只定义了一个段，其长度为4G，换句话说，经过段式地址变换后的内容和之前完全一样，虚拟地址和线性地址完全一样。
在part2中也就是mem_init()执行环境里，JOS已经开启了页式地址变换，但变换的比较粗糙，只是简单的把0--4M物理地址分别映射到了0--4M物理地址和0xf0000000开始的4M 地址处，之前也已经详细说过这个问题。但同时也感谢一下这种“粗糙”的变换方式，让我们在编程填充页表和页目录的时候方便了许多。（为什么？因为要往里填充物理地址，存在一个把当前符号地址转化成物理地址的过程，因为变换的粗糙，所以这个过程相对简单）。
值得注意的是，在代码里我们的所有地址均为虚拟地址，不同通过任何方法直接得到某个符号实际存在于物理内存中的地址，只有通过算才能得到我们需要的物理地址。
3、实现
（1）基本数据类型与函数说明
pde_t 代表一个页目录项
pte_t 代表一个页表项
pgdir_walk() 用于查找某个虚拟地址是否有页表项，如果没有也可以通过此函数创建，值得注意的是，有页表项并不代表已经被映射。
boot_map_region() 映射一个虚拟地址区间到一个物理地址区间，貌似在本部分没用到。
page_insert() 将一个虚拟地址映射到一个Page数据结构，也就是映射到某个物理地址。
page_lookup() 查找一个虚拟地址对应的Page数据结构，若没有映射返回空。
page_remove() 解除某个虚拟地址的映射。
（2）具体实现
