操作系统开发：启用内存分页机制

目前我们已进入保护模式,但依然会受到限制,虽然地址空间达到了4GB,但此空间是包括操作系统共享的4GB空间，我们把段基址+段内偏移地址称为线性地址，线性地址是唯一的，只属于某一个进程。在我们机器上即使只有512MB的内存，每个进程自己的内存空间也是4GB，这是指的虚拟内存空间。一直以来我们都是在内存分段机制下工作的，该模式下如果系统里面的应用程序过多，或者内存碎片过多无法容纳新的进程，则可能会出现进程需要等待，或无法直接运行的局面，而内存分页机制，理论上只要4KB内存就可以让程序运行下去。

注释： 该系列笔记是在学习《操作系统真相还原》时通过阅读后简化并适当描述整理的学习笔记，首先，致敬作者郑刚博士，在读本书时能深刻的感觉到作者写书时一丝不苟的态度，书很厚写的，讲解细致幽默，很能让人愿意继续读下去，同时也不得不佩服作者计算机底层功力的深厚，转载本文请一并附带郑刚版权信息。

目前我们已进入保护模式,但依然会受到限制,虽然地址空间达到了4GB,但此空间是包括操作系统共享的4GB空间，我们把段基址+段内偏移地址称为线性地址，线性地址是唯一的，只属于某一个进程。

在我们机器上即使只有512MB的内存，每个进程自己的内存空间也是4GB，这是指的虚拟内存空间。

为什么要分页，分段它不香吗？

一直以来我们都是在内存分段机制下工作的，该模式下如果系统里面的应用程序过多，或者内存碎片过多无法容纳新的进程，则可能会出现进程需要等待，或无法直接运行的局面，而内存分页机制，理论上只要4KB内存就可以让程序运行下去。

在分段模式下
CPU认为线性地址等于物理地址，而线性地址是由编译器编译出来的，它本身是连续的，所以要想运行程序，物理地址也必须要连续才行，但在多数情况下物理地址并不是连续的。
在分页模式下
线性地址可以连续而物理地址是分散的，我们通过某种映射关系来解除线性地址与物理地址的一一对应，然后通过映射机制将他们重新关联起来，把线性地址关联到任意的物理地址上面，理论上只要4KB内存就可以运行程序了。

对于分页机制来说，CPU在硬件层面提供了支持，在CPU实现中，这种映射关系是通过页表来实现的，由于地址转换的实时性较高，所以查找页表的功能也是被CPU硬件支持的。

什么是一级页表，它的作用是啥?

在保护模式中段寄存器中的内容是段选择子，选择子的最终目的就是为了找到段基址，其内存访问的核心机制依然是，段基址:段内偏移地址,这两个地址相加后才是绝对地址(线性地址)，此地址在分段机制下被CPU认为是物理地址可以直接被送上总线，该计算过程也是由段部件自动完成。

分页机制依然要建立在分段机制的基础之上，段部件依然需要工作，而分页只能在分段机制之后进行。

CPU在不打开分页机制的情况下，是按照分段方式工作的，将段地址和段内偏移地址经过段部件处理后所输出的线性地址，CPU就认为是物理地址，
而如果打开了分页，段部件输出的线性地址会变成虚拟地址，虚拟地址不等同于物理地址。

而CPU必须要拿到物理地址才行，此虚拟地址对应的物理地址需要在页表中查找，该工作由页部件自动完成。

分页机制的思想:
通过映射，可以使连续的线性地址与任意物理内存地址相关联，逻辑上连续的线性地址其对应的物理地址可以不连续。
分页作用，将线性地址转换成物理地址，用大小相等的页（页部件）代替大小不相等的段（段部件）。

通常情况下，经过段部件输出的线性地址也可以叫做虚拟地址，所谓的转换是指，从线性地址空间（段）到虚拟地址空间（页）再到物理地址空间（实际），如下图：

前面说过，分页机制建立在分段机制之上，即使在分页机制下的进程也要先经过逻辑上的分段，代码段和数据段在逻辑上被拆分成为以页为单位的小内存块，此时的虚拟地址不能存放任何数据。

接着操作系统开始为这些虚拟内存页分配真实的物理内存页，它查找物理内存中的可用页，然后在页表中登记这些物理页地址，此时就完成了虚拟页到物理页的映射，每个进程都以为自己独享4GB地址空间。

用于存储这种映射关系的表，就是页表(PT)，页表中每一行(1个单元格)称为页表项(PTE)，其大小是4字节，页表项的作用是存储内存物理地址，当访问一个线性地址时，实际上就是在访问页表项中所记录的物理内存地址。

一个页可被分为高低位吗?

CPU采用一个页的大小是4KB，32位地址表示4GB空间，可将32为地址分成高低两部分，低地址是内存块大小，高地址是内存块数量，故内存块数*内存块大小=4GB，页是地址空间的计量单位，只要是4KB的地址空间都可以称为一页，所以线性地址空间也要对应物理地址空间的一页。

一页大小是4KB（页大小是4KB所以页表项中的物理地址都是4K的整数倍），这样一来，4GB地址空间被划分成4GB/4KB=1MB个页，也就是4GB空间中可容纳1048576个页，页表中自然也要有1048576个页表项，这就是一级页表。

任意一个地址最终都会落到某个实际的物理页上，32位地址空间共有1MB个物理页.

首先定位到某个具体物理页，然后给出物理页内的偏移量就可以访问到任意1字节的内存，虚拟地址的高20位用来定位具体的物理页，低12位则用来在该物理页内寻址。

一级分页中的地址转换过程是怎样的?

页表是位于内存中的，在打开分页前需要将页表物理地址加载到CR3寄存器内，只要提供页表物理地址，便能够访问到页表中任意一个页表项地址。

一个页表项对应一个页，所以，用线性地址的高20位作为页表项的索引，每个页表项要占用 4 字节大小，所以这高20位的索引乘以4后才是该页表项相对于页表物理地址的字节偏移量。用 cr3 寄存器中的页表物理地址加上此偏移量便是该页表项的物理地址，从该页表项中得到映射的物理页地址，然后用线性地址的低 12 位与该物理页地址相加，所得的地址之和便是最终要访问的物理地址。CPU 中集成了专门用来干这项工作的硬件模块，我们把该模块称为页部件。

总结一下页部件的工作
用线性地址的高 20 位在页表中索引页表项，用线性地址的低 12 位与页表项中的物理地址相加，所求的和便是最终线性地址对应的物理地址。

什么是二级页表，它的作用是啥?

一级页表与二级页表原理一致，但在现代操作系统中一般都采用二级页表结构，两种页表结构区别如下:

1.一级页表中最多可容纳 1M（1048576）个页表项，每个页表项是 4 字节，如果页表项全满的话，便是 4MB 大小。
2.一级页表中所有页表项必须要提前建好，原因是操作系统要占用 4GB 虚拟地址空间的高 1GB，用户进程要占用低 3GB。
3.每个进程都有自己的页表，进程一多，光是页表占用的空间就很可观了。
4.不要一次性地将全部页表项建好，需要时动态创建页表项。

无论是几级页表，标准页的尺寸都是 4KB，所以 4GB 线性地址空间最多有 1M 个标准页。一级页表是将这 1M 个标准页放置到一张页表中，二级页表是将这 1M 个标准页平均放置 1K 个页表中，每个页表中包含有 1K 个页表项。页表项是 4 字节大小，页表包含 1K 个页表项，故页表大小为4KB，这恰恰是一个标准页的大小。

页目录表来存储这些页表，每个页表的物理地址在页目录表中都以页目录项（Page Directory Entry， PDE）的形式存储，页目录项大小同页表项一样，都用来描述一个物理页的物理地址，其大小都是 4 字节，而且最多有 1024 个页表，所以页目录表也是 4KB 大小，同样也是标准页的大小。

页目录表中共 1024 个页目录项，一个页目录项中记录一个页表物理页地址，页大小都是 0x1000，即 4096，每个页表中有 1024 个页表项，每个页表项中是一个物理页地址，最终数据写在这页表项中指定的物理页中。

二级页表是如何工作的?

二级页表地址转换原理是将 32 位虚拟地址拆分成高 10 位、中间 10 位、低 12 位三部分，

高 10 位作为页表的索引，用于在页目录表（PT）中定位一个页目录项（PDE），页目录项中有页表物理地址，也就是定位到了某个页表。
中间 10 位作为物理页的索引，用于在页表内定位到某个页表项（PTE），页表项中有分配的物理页地址，也就是定位到了某个物理页。
低 12 位作为页内偏移量用于在已经定位到的物理页内寻址。

访问任何页表内的数据都要通过物理地址，由于页目录项 PDE 和页表项 PTE 都是 4 字节大小，给出了 PDE 和 PTE 索引后，还需要乘以 4，再加上页表物理地址，这才是最终要访问的绝对物理地址。

具体寻址流程如下所示:
1.用虚拟地址的高 10 位乘以 4，作为页目录表内的偏移地址，加上页目录表的物理地址（CR3内的基地址），所得的和，便是页目录项的物理地址。读取该页目录项，从中获取到页表的物理地址。
2.用虚拟地址的中间 10 位乘以 4，作为页表内的偏移地址，加上在第 1 步中得到的页表物理地址，所得的和，便是页表项的物理地址。读取该页表项，从中获取到分配的物理页地址。
3.虚拟地址的高 10 位和中间 10 位分别是 PDE 和 PTE 的索引值，所以它们需要乘以 4，而低 12 位作为页内偏移直接与第2步物理页地址相加，即可得到实际内存物理地址。

在建立页表时，会在页目录项（PDE）及页表项（PTE）中写入合适的值，每个任务都有自己的页表，每个任务都活在自己的虚拟地址空间中，另外，任务在切换时，页表也需要跟着切换。

页目录项（PDE）及页表项（PTE）具体结构解析？

页目录项（PDE）及页表项（PTE）结构对比图：

如上图，页目录项跟页表项其大小都是4字节，只有后20位（12-31）是物理地址，其余的12位（0-11）用于增加其他一些属性，如下是属性具体功能：

P位（Present）-存在位:
为 1 表示该页存在于物理内存中，若为 0 表示该表不在物理内存中。
RW位（Read/Write）-读写位:
若为 1 表示可读可写，若为 0 表示可读不可写。
US位（User/Supervisor）- 普通用户/超级用户位：
为 1 表示处于User级，任意级别特权的程序都可以访问该页。若为0处于Supervisor级，特权级别为3的程序不允许访问该页，该页只允许特权级别为0、1、2的程序可以访问。
PWT位（Page-level Write-Through）页级通写位、页级写透位：
为1表示此项采用通写方式，表示该页不仅是普通内存，还是高速缓存。
PCD位（Page-level Cache Disable）页级高速缓存禁止位：
为 1 表示该页启用高速缓存，为 0 表示禁止将该页缓存。
A位（Accessed）访问位：
为 1 表示该页被 CPU 访问过，所以该位是由 CPU 设置的。
D位（Dirty）脏页位：
CPU 对一个页面执行写操作时，就会设置对应页表项的 D 位为 1 此项仅针对页表项有效，并不会修改页目录项中的 D 位
PAT位（Page Attribute Table）页属性表位：
能够在页面一级的粒度上设置内存属性
G位（Global）全局位：
为了提高获取物理地址的速度，将虚拟地址与物理地址转换结果存储在 TLB，TLB 是用来缓存地址转换结果的高速缓存，此 G 位用来指定该页是否为全局页，为 1 表示是全局页，为 0 表示不是全局页。
AVL位（Available）操作系统可用位
表示软件可用，CPU不理会该位的值。

启用内存分页时需要做2件事

第一步：准备好页目录表及页表，将页表地址写入控制寄存器CR3

页表需要存储在内存的物理地址内，需要时通常会被载入到CR3寄存器内，CR3寄存器又称为页目录基址寄存器（PDBR），该寄存器的低12位（0-11）全是0，低12位除第3位PWT和第4位PCD位以外（用于设置高速缓存相关的特性，在此将其置为0），其余位都无用，高20位（12-31）用于填充页目录表物理地址，故只需要把页目录表物理地址的高20位写入CR3寄存器即可。

第二步：寄存器CR0的PG位置1

启动分页机制的开关是将控制寄存器 cr0 的 PG 位置 1，PG 位是 cr0 寄存器的最后一位（31位），将PG位置1后便进入了内存分页运行机制，段部件输出的线性地址将变为虚拟地址，在将PG位置1之前，系统都是在内存分段机制下工作，段部件输出的线性地址便直接是物理地址。

CR0 第 0 位是 PE位，用来进入保护模式的开关(拓展)

设计一个页表

设计页表前的基础知识

分页第一步是准备好一个页表，设计页表其实就是设计内存布局。

为了计算机安全，用户进程必须运行在低特权级，当用户进程需要访问硬件相关的资源时，需要向操作系统申请，由操作系统去做，之后将结果返回给用户进程，通常申请资源需要调用系统提供给我们的API接口，进程可以有无限多个，而操作系统只有一个，所以必须将操作系统中的API资源共享给所有用户进程使用。

如何实现操作系统接口共享？

我们可以把4GB虚拟地址空间分成两部分，将4GB内存的高3GB-4GB以上的地址空间划分给操作系统，用户进程则在0GB-3GB低位地址空间内。

为了实现共享操作系统，让所有用户进程3GB-4GB的虚拟地址空间都指向同一个操作系统，也就是所有进程的虚拟地址3GB-4GB本质上都是指向的同一片物理页地址，这片物理页上是操作系统的实体代码。

所以只要保证，所有用户进程，虚拟地址空间3GB-4GB对应到操作系统中，页表项中，所记录的物理页地址是相同的即可实现共享。

打开分页机制，我们的程序将会在虚拟地址空间中运行，分页机制得有页目录表，页目录表中的是页目录项，其中记录的是页表的物理地址及相关属性，所以还得有页表，页目录表的位置，我们就放在物理地址0x100000处，让页表紧挨着页目录表，页目录本身占4KB，所以第一个页表的物理地址是0x101000，其内存布局如上图。

代码中我们将充分利用低端1MB内存，我们将 mbr、loader、操作系统内核都放置在这 1MB 空间内，当然这 1MB 是指物理内存的 0～0xffff。

内核在物理内存 1MB 之内，将内核地址映射到虚拟地址 3GB 之上，就是将虚拟地址 0xc0000000之上的 1MB 地址映射到物理内存 1MB 之内。