开启分页的x86保护模式和长模式下，操作系统是如何管理分页的？
好的，让我们来聊聊 x86 架构下，开启了分页的保护模式和长模式时，操作系统是如何进行内存管理的。这可是一个涉及底层硬件和操作系统内核核心机制的话题，非常有趣。
想象一下，你的电脑就像一个大仓库，里面有许许多多的房间（内存页面）。操作系统就像仓库管理员，它需要知道每个房间里放了什么东西，哪些房间是空着的，以及谁有权限进入哪些房间。分页就是操作系统用来管理这个仓库的精妙方法。
为什么需要分页？
在没有分页的情况下，程序直接使用物理地址访问内存。这有很多问题：
内存碎片化严重： 程序分配和释放内存后，物理内存会变得支离破碎，难以分配连续的大块内存。
安全性差： 一个程序可以轻易地访问其他程序的内存，甚至操作系统本身的内存，导致系统不稳定甚至崩溃。
内存共享困难： 不同程序之间共享内存变得非常复杂。
无法支持虚拟内存： 没有分页，就无法实现将部分内存数据交换到硬盘上（虚拟内存），这限制了系统能运行的程序数量和大小。
分页通过将虚拟地址空间映射到物理地址空间来解决这些问题。
保护模式下的分页（32位 x86）
在保护模式下，x86 处理器引入了页目录（Page Directory）和页表（Page Table）的概念来管理分页。
1. 地址转换流程：
当 CPU 要访问一个虚拟地址时，它会执行一个三步查找过程：
定位页目录： CPU 使用一个特殊的寄存器，叫做 CR3（也称为 Page Directory Base Register, PDBR）。CR3 寄存器存储了当前进程的页目录的物理基地址。
查找页目录项（PDE）： 虚拟地址的前 10 位被用作索引，在 CR3 指向的页目录中查找对应的页目录项（Page Directory Entry, PDE）。这个 PDE 包含了对应页表的物理基地址。
查找页表项（PTE）： 虚拟地址的中间 10 位被用作索引，在 PDE 指向的页表中查找对应的页表项（Page Table Entry, PTE）。这个 PTE 包含了目标页面的物理基地址，以及一些控制位（权限、是否已加载到内存等）。
计算物理地址： 最后，将 PTE 中包含的物理页面基地址与虚拟地址的低 12 位（页内偏移）组合起来，就得到了最终的物理地址。
2. 分页结构组成：
页（Page）： 内存被划分为固定大小的块，通常是 4KB。这是内存管理的最小单位。
页目录（Page Directory）： 这是一个表格，里面存放着指向各个页表的指针。一个页目录可以映射 2^10 = 1024 个页表。
页表（Page Table）： 这是另一个表格，里面存放着指向实际内存页面的指针。一个页表可以映射 2^10 = 1024 个页面。
页目录项（PDE）和页表项（PTE）： 这两个都是 32 位的结构，包含了关键信息：
Present (P) 位： 标记该页是否已加载到物理内存中。
Read/Write (R/W) 位： 控制对该页的读写权限。
User/Supervisor (U/S) 位： 控制用户模式和内核模式的访问权限。
Accessed (A) 位： CPU 在访问页面时会设置此位，操作系统可以用它来跟踪哪些页面被频繁使用（用于页面置换算法）。
Dirty (D) 位： 当页面被写入时，CPU 会设置此位。这很重要，因为如果页面需要从内存中移除，而它被修改过（Dirty），就需要将其写回磁盘。
Page Size 位： （在某些实现中）允许使用更大的页面（如 4MB），这可以减少页表项的开销，但可能导致更多内碎片。
物理页帧号（Physical Page Frame Number）： 这是 PDE 或 PTE 中最重要的部分，它指向了物理内存中的实际页面（或下一个级别的页表）。
3. 操作系统如何管理：
建立页表结构： 当一个新进程启动时，操作系统会为它分配一套完整的页表结构，包括一个页目录和一系列页表。这个过程就像为新搬进仓库的住户准备一套房间钥匙和房间地图。
分配物理页帧： 当程序需要访问某个虚拟地址时，如果对应的物理页面不在内存中（P 位为 0），就会触发一个页错误（Page Fault）。操作系统会捕获这个页错误，然后：
在物理内存中找到一个空闲的页帧。
如果需要，将数据从磁盘（例如，程序的代码段或交换空间）加载到这个空闲页帧中。
更新对应的 PTE，设置 P 位为 1，并填入新的物理页帧号。
恢复进程的执行，CPU 会重新尝试访问该虚拟地址，这次就能成功了。
权限控制： 当 CPU 尝试进行不被允许的操作（例如，用户模式程序尝试写入内核内存）时，也会触发页错误。操作系统会检查 PDE 和 PTE 中的权限位，如果发现违规，会终止该进程。
内存共享： 多个进程可以共享相同的物理页面。例如，多个进程可以共享同一个共享库（如 C 库）。操作系统只需要让它们的页表指向同一个物理页面即可。
虚拟内存： 当物理内存不足时，操作系统可以将不常用的页面数据写回磁盘（称为换出/Swap Out），然后将物理页帧重新分配给其他需要访问的页面。当需要访问被换出的页面时，再次触发页错误，将数据从磁盘换入内存（换入/Swap In）。
4. TLB (Translation Lookaside Buffer)：
为了加速地址转换，CPU 内置了一个转换后备缓冲器（TLB）。TLB 是一个高速缓存，存储了最近使用过的虚拟地址到物理地址的映射关系。这样，对于频繁访问的页面，CPU 可以直接从 TLB 中获取物理地址，而无需每次都遍历页目录和页表，大大提高了性能。当进程切换或页表发生变化时，TLB 需要被刷新。
长模式下的分页（64位 x86, IA32e）
64位模式下的分页在概念上与 32 位模式类似，但更加强大和灵活，主要体现在以下几个方面：
1. 更大的虚拟和物理地址空间： 64 位架构支持极大的虚拟和物理地址空间。虽然目前的 CPU 硬件只实现了 48 位或 57 位虚拟地址，但这已经比 32 位模式大了无数倍。
2. 多级页表： 为了支持更大的地址空间，长模式下引入了更深层级的页表。通常是 四级页表（PML4, PDPT, PD, PT）。
PML4 (Page Map Level 4 Table): CR3 指向 PML4 的物理基地址。虚拟地址的前 9 位作为索引查找 PML4 Entry (PML4E)。
PDPT (Page Directory Pointer Table): PML4E 指向 PDPT 的物理基地址。虚拟地址的下一个 9 位作为索引查找 Page Directory Pointer Table Entry (PDPTE)。
PD (Page Directory): PDPTE 指向 PD 的物理基地址。虚拟地址的下一个 9 位作为索引查找 Page Directory Entry (PDE)。
PT (Page Table): PDE 指向 PT 的物理基地址。虚拟地址的下一个 9 位作为索引查找 Page Table Entry (PTE)。
页帧号： PTE 指向最终的物理页帧。
每个级别的索引都是 9 位，意味着每个表有 2^9 = 512 个条目。
这种多级结构的好处是，对于不连续的内存区域，操作系统不需要为所有可能的页表项都分配实际的页表，只需要为实际使用的页面范围创建相应的页表项即可，从而节省了内存。
3. 页表项（PTE）结构：
长模式下的页表项结构也扩展到了 64 位，增加了更多的控制位和物理地址字段。常见的标志位也包括 Present, R/W, U/S, Accessed, Dirty, NX (NoExecute，防止代码执行，用于缓解缓冲区溢出攻击), Page Size 等。
4. 大页（Large Pages）：
长模式支持 2MB 和 1GB 的大页，这在 32 位模式下并不常见或有局限性。使用大页可以显著减少 TLB Miss 率，因为一个大页的映射可以取代多个小页的映射，从而提高性能，尤其是在访问大量连续内存（如数据库缓冲区、大型应用程序代码）时。例如，一个 2MB 的页面映射会由 PDPT 或 PD 中的一个条目完成，而不是需要一整套页表来映射。
5. 操作系统管理工作与 32 位类似，但规模更大：
内存分配与管理： 操作系统依然负责管理物理内存的分配和回收，以及进程的页表结构的建立和维护。
页错误处理： 当发生页错误时，操作系统需要根据错误类型（缺页、权限 violation 等）来决定如何响应。它会查找页表结构，如果需要从磁盘加载数据，会在物理内存中找到一个空闲的 4KB、2MB 或 1GB 页帧来存放。
内存保护： 通过 PTE 中的权限位，操作系统可以精细地控制每个页面的访问权限，确保进程只能访问属于自己的合法内存区域，并防止恶意修改。
虚拟内存： 长模式下也同样支持强大的虚拟内存机制，允许系统运行远超物理内存大小的程序。
总结
无论是保护模式还是长模式，分页的核心思想都是通过 页表结构（Page Directory/Page Tables） 将虚拟地址映射到物理地址。操作系统是这个映射过程的设计者和管理者。
OS 负责分配和维护页表结构： 为每个进程建立一套私有的页表，就像给每个人分配一份专属的仓库地图。
OS 负责管理物理内存： 分配和回收物理页帧，确保有足够的内存来满足当前进程的需求。
OS 处理页错误： 当 CPU 尝试访问一个不在内存中的页面时，页错误会被触发，操作系统介入，从磁盘加载数据或进行其他处理，然后恢复进程执行。
OS 实施内存保护： 利用页表项中的权限位，实现对内存的访问控制，保证系统的安全和稳定。
TLB 加速访问： CPU 内部的 TLB 是硬件的辅助，用于缓存地址映射，提高性能。操作系统需要管理好 TLB 的一致性，尤其是在页表发生变化时。
总的来说，分页是操作系统得以实现进程隔离、内存保护、虚拟内存等现代操作系统核心功能的基础。它将底层复杂的物理内存管理抽象化，为应用程序提供了一个干净、统一、安全的虚拟地址空间。这套机制虽然底层，但对我们日常使用的软件运行至关重要。
想象一下，你的电脑就像一个大仓库，里面有许许多多的房间（内存页面）。操作系统就像仓库管理员，它需要知道每个房间里放了什么东西，哪些房间是空着的，以及谁有权限进入哪些房间。分页就是操作系统用来管理这个仓库的精妙方法。
为什么需要分页？
在没有分页的情况下，程序直接使用物理地址访问内存。这有很多问题：
内存碎片化严重： 程序分配和释放内存后，物理内存会变得支离破碎，难以分配连续的大块内存。
安全性差： 一个程序可以轻易地访问其他程序的内存，甚至操作系统本身的内存，导致系统不稳定甚至崩溃。
内存共享困难： 不同程序之间共享内存变得非常复杂。
无法支持虚拟内存： 没有分页，就无法实现将部分内存数据交换到硬盘上（虚拟内存），这限制了系统能运行的程序数量和大小。
分页通过将虚拟地址空间映射到物理地址空间来解决这些问题。
保护模式下的分页（32位 x86）
在保护模式下，x86 处理器引入了页目录（Page Directory）和页表（Page Table）的概念来管理分页。
1. 地址转换流程：
当 CPU 要访问一个虚拟地址时，它会执行一个三步查找过程：
定位页目录： CPU 使用一个特殊的寄存器，叫做 CR3（也称为 Page Directory Base Register, PDBR）。CR3 寄存器存储了当前进程的页目录的物理基地址。
查找页目录项（PDE）： 虚拟地址的前 10 位被用作索引，在 CR3 指向的页目录中查找对应的页目录项（Page Directory Entry, PDE）。这个 PDE 包含了对应页表的物理基地址。
查找页表项（PTE）： 虚拟地址的中间 10 位被用作索引，在 PDE 指向的页表中查找对应的页表项（Page Table Entry, PTE）。这个 PTE 包含了目标页面的物理基地址，以及一些控制位（权限、是否已加载到内存等）。
计算物理地址： 最后，将 PTE 中包含的物理页面基地址与虚拟地址的低 12 位（页内偏移）组合起来，就得到了最终的物理地址。
2. 分页结构组成：
页（Page）： 内存被划分为固定大小的块，通常是 4KB。这是内存管理的最小单位。
页目录（Page Directory）： 这是一个表格，里面存放着指向各个页表的指针。一个页目录可以映射 2^10 = 1024 个页表。
页表（Page Table）： 这是另一个表格，里面存放着指向实际内存页面的指针。一个页表可以映射 2^10 = 1024 个页面。
页目录项（PDE）和页表项（PTE）： 这两个都是 32 位的结构，包含了关键信息：
Present (P) 位： 标记该页是否已加载到物理内存中。
Read/Write (R/W) 位： 控制对该页的读写权限。
User/Supervisor (U/S) 位： 控制用户模式和内核模式的访问权限。
Accessed (A) 位： CPU 在访问页面时会设置此位，操作系统可以用它来跟踪哪些页面被频繁使用（用于页面置换算法）。
Dirty (D) 位： 当页面被写入时，CPU 会设置此位。这很重要，因为如果页面需要从内存中移除，而它被修改过（Dirty），就需要将其写回磁盘。
Page Size 位： （在某些实现中）允许使用更大的页面（如 4MB），这可以减少页表项的开销，但可能导致更多内碎片。
物理页帧号（Physical Page Frame Number）： 这是 PDE 或 PTE 中最重要的部分，它指向了物理内存中的实际页面（或下一个级别的页表）。
3. 操作系统如何管理：
建立页表结构： 当一个新进程启动时，操作系统会为它分配一套完整的页表结构，包括一个页目录和一系列页表。这个过程就像为新搬进仓库的住户准备一套房间钥匙和房间地图。
分配物理页帧： 当程序需要访问某个虚拟地址时，如果对应的物理页面不在内存中（P 位为 0），就会触发一个页错误（Page Fault）。操作系统会捕获这个页错误，然后：
在物理内存中找到一个空闲的页帧。
如果需要，将数据从磁盘（例如，程序的代码段或交换空间）加载到这个空闲页帧中。
更新对应的 PTE，设置 P 位为 1，并填入新的物理页帧号。
恢复进程的执行，CPU 会重新尝试访问该虚拟地址，这次就能成功了。
权限控制： 当 CPU 尝试进行不被允许的操作（例如，用户模式程序尝试写入内核内存）时，也会触发页错误。操作系统会检查 PDE 和 PTE 中的权限位，如果发现违规，会终止该进程。
内存共享： 多个进程可以共享相同的物理页面。例如，多个进程可以共享同一个共享库（如 C 库）。操作系统只需要让它们的页表指向同一个物理页面即可。
虚拟内存： 当物理内存不足时，操作系统可以将不常用的页面数据写回磁盘（称为换出/Swap Out），然后将物理页帧重新分配给其他需要访问的页面。当需要访问被换出的页面时，再次触发页错误，将数据从磁盘换入内存（换入/Swap In）。
4. TLB (Translation Lookaside Buffer)：
为了加速地址转换，CPU 内置了一个转换后备缓冲器（TLB）。TLB 是一个高速缓存，存储了最近使用过的虚拟地址到物理地址的映射关系。这样，对于频繁访问的页面，CPU 可以直接从 TLB 中获取物理地址，而无需每次都遍历页目录和页表，大大提高了性能。当进程切换或页表发生变化时，TLB 需要被刷新。
长模式下的分页（64位 x86, IA32e）
64位模式下的分页在概念上与 32 位模式类似，但更加强大和灵活，主要体现在以下几个方面：
1. 更大的虚拟和物理地址空间： 64 位架构支持极大的虚拟和物理地址空间。虽然目前的 CPU 硬件只实现了 48 位或 57 位虚拟地址，但这已经比 32 位模式大了无数倍。
2. 多级页表： 为了支持更大的地址空间，长模式下引入了更深层级的页表。通常是 四级页表（PML4, PDPT, PD, PT）。
PML4 (Page Map Level 4 Table): CR3 指向 PML4 的物理基地址。虚拟地址的前 9 位作为索引查找 PML4 Entry (PML4E)。
PDPT (Page Directory Pointer Table): PML4E 指向 PDPT 的物理基地址。虚拟地址的下一个 9 位作为索引查找 Page Directory Pointer Table Entry (PDPTE)。
PD (Page Directory): PDPTE 指向 PD 的物理基地址。虚拟地址的下一个 9 位作为索引查找 Page Directory Entry (PDE)。
PT (Page Table): PDE 指向 PT 的物理基地址。虚拟地址的下一个 9 位作为索引查找 Page Table Entry (PTE)。
页帧号： PTE 指向最终的物理页帧。
每个级别的索引都是 9 位，意味着每个表有 2^9 = 512 个条目。
这种多级结构的好处是，对于不连续的内存区域，操作系统不需要为所有可能的页表项都分配实际的页表，只需要为实际使用的页面范围创建相应的页表项即可，从而节省了内存。
3. 页表项（PTE）结构：
长模式下的页表项结构也扩展到了 64 位，增加了更多的控制位和物理地址字段。常见的标志位也包括 Present, R/W, U/S, Accessed, Dirty, NX (NoExecute，防止代码执行，用于缓解缓冲区溢出攻击), Page Size 等。
4. 大页（Large Pages）：
长模式支持 2MB 和 1GB 的大页，这在 32 位模式下并不常见或有局限性。使用大页可以显著减少 TLB Miss 率，因为一个大页的映射可以取代多个小页的映射，从而提高性能，尤其是在访问大量连续内存（如数据库缓冲区、大型应用程序代码）时。例如，一个 2MB 的页面映射会由 PDPT 或 PD 中的一个条目完成，而不是需要一整套页表来映射。
5. 操作系统管理工作与 32 位类似，但规模更大：
内存分配与管理： 操作系统依然负责管理物理内存的分配和回收，以及进程的页表结构的建立和维护。
页错误处理： 当发生页错误时，操作系统需要根据错误类型（缺页、权限 violation 等）来决定如何响应。它会查找页表结构，如果需要从磁盘加载数据，会在物理内存中找到一个空闲的 4KB、2MB 或 1GB 页帧来存放。
内存保护： 通过 PTE 中的权限位，操作系统可以精细地控制每个页面的访问权限，确保进程只能访问属于自己的合法内存区域，并防止恶意修改。
虚拟内存： 长模式下也同样支持强大的虚拟内存机制，允许系统运行远超物理内存大小的程序。
总结
无论是保护模式还是长模式，分页的核心思想都是通过 页表结构（Page Directory/Page Tables） 将虚拟地址映射到物理地址。操作系统是这个映射过程的设计者和管理者。
OS 负责分配和维护页表结构： 为每个进程建立一套私有的页表，就像给每个人分配一份专属的仓库地图。
OS 负责管理物理内存： 分配和回收物理页帧，确保有足够的内存来满足当前进程的需求。
OS 处理页错误： 当 CPU 尝试访问一个不在内存中的页面时，页错误会被触发，操作系统介入，从磁盘加载数据或进行其他处理，然后恢复进程执行。
OS 实施内存保护： 利用页表项中的权限位，实现对内存的访问控制，保证系统的安全和稳定。
TLB 加速访问： CPU 内部的 TLB 是硬件的辅助，用于缓存地址映射，提高性能。操作系统需要管理好 TLB 的一致性，尤其是在页表发生变化时。
总的来说，分页是操作系统得以实现进程隔离、内存保护、虚拟内存等现代操作系统核心功能的基础。它将底层复杂的物理内存管理抽象化，为应用程序提供了一个干净、统一、安全的虚拟地址空间。这套机制虽然底层，但对我们日常使用的软件运行至关重要。
网友意见
Linux的细节我不是太懂，反而Windows的了解的多一些。
首先，换页和进程上下文切换不是两个相关的概念。
换页时进程可能没切换；
进程切换可能不伴随换页；
虚存和分页也不是必须同时存在的，RTOS里就有支持分页但不支持虚存的设计。
以下讨论仅限Windows x86平台32位场景。
操作系统管理内存的最小单元是页，跟段没有太大关系。在平坦模型（flat）下，各个段寄存器指向的内容是完全一致的，都是4G，基地址是0，连续的的线性地址。
页的数量跟物理内存以及虚存的配置有关系，跟进程的大小没关系。
对于Windows来说，每个进程都有一个私有的页表。同时，操作系统还维护几个双向链表，这几个链表分别是：清零的页，空闲的页，可以换出的修改的页，不可换出被修改的页，就绪的页等等。
内核中通过MiInsertPageInList向上述链表中添加数据，一旦需要被换出的页的数量达到一定数值（MmModifiedPageMaximum），该函数会释放MmModifiedPageWriterEvent事件，内核中有线程MiMappedPageWriter会收到事件并处理换出的工作。
系统准备关闭时或者试图申请内存但不够时也会触发上述事件。
在早期的Windows版本中，MmModifiedPageMaximum其实不大，最小100，最大800，并且对于Windows2K来说，大于64MB就算大内存了。
对于Windows来说，管理虚存的模型很简单，维护链表，满了就刷。
如果一个页不在内存里，但在页面文件里，会触发访问异常，大致的调用栈是MmX86Fault->MmAccessFault->MiDispatchFault，在MiDispatchFault里发送IO请求，读取页面内容，放到就绪的页里。
加载的进程的过程：
首先内核会创建一个进程的地址空间（使用MmCreateProcessAddressSpace），初始化地址空间的内存结构（如Page Directory等等），然后把地址空间对应的CR3记录到。
然后，把PE格式的文件map成一个虚存，所有加载、运行的过程都可以走缺页中断了。程序入口是0x408000，指令走到0x409000，发现该位置在内存中不存在，走缺页中断，分配一个物理页，把磁盘上对应的区域加载到物理页上并映射到0x409000上。
对于堆栈和其它数据区，通过VirtualAlloc申请，申请之后内核会把申请到的页挂到对应的链表上。
进程切换时：
进程切换时不一定伴随换页，如果内存足够大，可能数据一直在物理内存里待着，进程切换时，只是改变了CR3的值，之后页表项也都跟着换了。至少从Windows的设计思路上看，进程切换的动作和换页没有关系。
MmOutSwapProcess/MmInSwapProcess负责进程的换出换入时页表项的准备（检查进程页表项是否就绪）。
SwapContext负责具体的更新CR3的动作，进程的数据结构KPROCESS里DirectoryTableBase成员用于记录当前进程的CR3的值。
Pagefile的结构：
具体结构不太清楚，Windows内核通过MiResolveMappedFileFault来获得发生pagefault需要具体操作的文件位置。
Windows使用section的概念管理内存，这个东西理解起来比较复杂，不是很懂，Pagefile的管理与section可能相关。
这个资料里提供了一些相关信息：
Windows内存与进程管理器底层分析类似的话题
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