使用页表进行虚拟地址转换为物理地址时，页内偏移为什么要乘以 4？

[amiwrong123]

从上图可以看出，一个虚拟地址分为 3 部分：

• 高 10bit ，从一级页表里，确认到一个项
• 中间 10bit ，从二级页表里，确认到一个项
• 低 12bit ，作为页内偏移
• 最终上图得到的物理地址的低 12bit ，也是 0x050 (0x0000_C050)

实际上，从我之前了解的页表原理，大概也是这样的。

但是到了这个图，页内偏移居然要乘以 4 ，这我就很不理解了？

上图的话，有一个背景，就是让 一级页表的最后一个项，指向一级页表自身。因为在启用页表后，要改读写任何位置，包含改变页表的项的内容，都得经过 虚拟地址转换，这样做的话，就可以方便得 去改变一级页表的某个项的内容，不然的话，还得 做个一级页表二级页表的地址全映射。然后上图就是 这个场景中对虚拟地址的第 3 部分 做处理。

这个巧妙的过程，我看懂了。但是 为什么这里的页内偏移要乘以 4 ？

PS：内容来自书籍《 x86 从实模式到保护模式》

[heiher]

最后这图并不是访问数据页吧，而是访问某一级页目录项，指针类型宽度是 32 位。

[amiwrong123]

@heiher #1
但好像不是呀，你能看到 括号里写的是 “做页用”。所以最后这图，已经是在 访问数据页了。

这个巧妙的用法也把我搞得有点晕了。。

[amiwrong123]

为了防止内容不完整，我这里给出 这个巧妙过程的 全过程。下面贴图：

[WuSiYu]

一般是因为内存对齐的需要，比如这里地址都是 4 的整数倍，这样地址二进制的末两位都是 0 ，就没必要存了。存的时候没有这两位，而你算地址的时候就需要把存的值乘 4 （ 2^2)

[amiwrong123]

@WuSiYu
好像理解你意思，但是有点说不通呀。
首先，谁也没说这个虚拟地址，必须是四字节对齐的吧。
第二，假设必须虚拟地址四字节对齐。他也没必要让这个虚拟地址的低 12bit 先右移两位吧，然后到了算物理地址的时候，又要把这 12 个 bit 给左移两位回来==

[ssgong]

这里的 4 应该是 page table entry size 的 4bytes

[ihciah]

建议翻 SDM ，你想要的全都有。
两个月前我在写 mini vmm （ https://www.ihcblog.com/rust-mini-vmm-2/），参考过相关细节。给我的感受就是，看书可以知道原理，但想实现出来，还要能跑，需要的细节只能翻手册。

[Nerv]

需要修改的是页目录表，三次访问都是在这同一个表。对页目录表的修改以双字为单位，自然要乘 4 。

[amiwrong123]

@ssgong #6
@Nerv #8
意思好像理解了。看起来处理器好像在搞“特殊化”呢
- 处理页内偏移时，如果是普通的物理页，那么没有变化。
- 处理页内偏移时，如果是页目录表，那么需要对 页内偏移乘以 4 再相加。

但是感觉处理器好像没有这种“能力”做这种特殊化吧，处理器它是 怎么知道的呢。。

[amiwrong123]

@ihciah #7
恕我孤陋寡闻，SDM 是什么，什么网址吗

看完这本书，我也想实现一遍 书里的程序。

[julyclyde]

UEFI 机型是不是刚开机就保护模式了
好多人都失去研究这个的机会了

[ihciah]

@amiwrong123 https://www.intel.com/content/www/us/en/developer/articles/technical/intel-sdm.html

[ForestCo]

对于硬件而言，很多地址的映射需要采用对齐的方式，所以对齐的部分可以不用表示在查找表里，实际取出来用的时候直接右移若干位就行了。关于为什么他是 4Byte 对齐，而不是其他的。不用求甚解我觉得，只要知道是个三段式查找表就行了。这部分知识可以参考《计算机体系结构》

[ForestCo]

@ForestCo *左移若干位

[MstMoonshine]

很多 32-bit CPU 硬件上只支持 32 位对齐的地址读取 /写入。这些硬件上如果能对非对齐地址访问，一般是产生 exception 后，由 kernel 对齐地访问附近两个 word 以后把合并起来返回，相当于 emulate 了那条指令。

此外，地址有没有 32 位对齐，跟是否使用了虚拟地址无关。虚拟地址最后若干位（比如 12 位，0x1000 ，4k page ）始终是跟物理地址最后若干位相等的。