在《jiurl玩玩win2k記憶體篇 分頁機制 (三)》中提到計算虛擬位址對應pte位址的公式，如下：
**:
pte_addr = (virtualaddr >> 12) * 4 + 0xc0000000
從虛擬位址轉換到實體地址的過程來看，計算pte需要虛擬位址的高10位做頁目錄索引，還需要第12 - 21位做頁表索引，上面的公式晃眼看起來，貌似是錯的，但是偏偏它又是對的，為什麼捏？
其實很簡單，因為1024個頁表被對映在0xc0000000 - 0xc03fffff位址中，暫且不理會頁目錄被對映到哪，只要知道頁目錄裡的1024個頁目錄項分別指向0xc0000000 - 0xc03fffff位址中的1024個頁表就行了（其實這是因為頁目錄和乙個頁表完全重合的原因，見
《jiurl玩玩win2k記憶體篇 分頁機制 (四)》），這樣就可以得到乙個關係，頁目錄索引n指向的頁表就等於0xc0000000 + n * 頁表大小，乙個頁表的大小是1024 * 4 = 4096 = 2的12次方，得到了頁表，在加上頁表索引就可以得到頁表項(pte)的位址了，用公式表示就是如下：
**:
//為了縮短表示式，用va表示虛擬位址// 頁目錄索引 頁表索引
pte_addr=((va&0xffc00000)>>22)*4096+((va&0x3ff000)>>12)*4+0xc0000000
=(((va&0xffc00000)>>22)<<12)+(((va&0x3ff000)>>12)<<2)+0xc0000000
=((va&0xffc00000)>>10)+((va&0x3ff000)>>10)+0xc0000000
=((va&0xffc00000)+(va&0x3ff000)>>10)+0xc0000000
=((va&(0xffc00000|0x3ff000))>>10)+0xc0000000
=((va&0xfffff000)>>10)+0xc0000000
=(((va&0xfffff000)>>12)<<2)+0xc0000000
=((va&0xfffff000)>>12)*4+0xc0000000
由於va的低位被清零，所以上面的移位操作化簡是成立的。最後的乙個表示式已經很明顯了，va & 0xfffff000完全是多餘的，因為始終要》12，所以最終公式就是：
**:
pte_addr = (virtualaddr >> 12) * 4 + 0xc0000000
combojiang兄在
《透過mmisaddressvalid看windows分頁機制》中也提到pte的計算公式，如下：
**:
pte = ((va >> 12) << 2 ) & 0x3fffc + 0xc0000000；
估計combojiang兄深夜發帖，意識模糊 :-)，少寫了個f，誤導了不少群眾，還沒人指出，正確的應該是：
**:
pte = ((va >> 12) << 2 ) & 0x3ffffc + 0xc0000000；
這裡的& 0x3ffffc也是不必要的，& 0x3ffffc只是將低2位清零，而<< 2後低2位本來就是0，所以等價於：
**:
pte = (va >> 12) * 4 + 0xc0000000；
上面說的都是在32位 x86 非pae的情況下，pae情況下略有不同，有時間再整理
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