操作系统：保护模式 （三）分页机制
分页机制
对于编译器而言，地址本身是连续的，被称作线性地址。在只分段的情况下，CPU 认为线性地址等同于物理地址，这种传统模型有以下缺陷：
- 分段模式要求每个段的内存是连续的，因此当需要分配大块内存时，可能会因为内存碎片的问题导致无法找到足够大的连续空间。这在程序运行过程中，特别是随着内存分配和释放的频繁进行，会造成内存的碎片化。
- 分段模式无法有效实现进程间的完全隔离。不同的进程共享相同的内存空间模型，如果段描述符配置错误，可能导致进程之间的内存冲突或数据泄露。
分页机制是通过将内存分为固定大小的页来进行管理，每个页在物理内存中的位置可以不连续。分页机制是 CPU 从硬件层面就支持的功能。因此一旦启用分页机制，汇编代码的线性的地址都会被CPU根据页表自动转化为物理地址。
一级页表
CPU 规定一页的长度为 4KB, 于是 4GB 空间被分为 1 M 页，32位的线性地址被分为两部分：高20位为页表索引，低12位为页内偏移。
二级页表
一个页表项为 4个字节，完整的物理内存映射至少需要 4MB 空间以建立一级页表映射。每个进程都需要自己独立的地址空间，因此一级页表方案的内存消耗过大。
x86 默认使用二级页表分页，将1M个页平均放置到1K个页表中，每个页表包含1K个页表项，每个页表项4字节，即二级页表这个大小恰好是4KB大小，即一个页。与一级页表不同的是一级页表必须提前建立，每个进程都需要 4MB 空间进行映射，但是二级页表除了页目录表以外，其二级页表是动态建立的。极大的节约了空间。
传统x86二级分页，将线性空间分为：
- 高10位：用来定位页目录表中的一个页目录项 (PDE)（页目录项中包含页表的物理地址）
- 中间10位：用于在某个页表中定位页表项 (PTE)
- 低12位：页内偏移量
由于 PDE，PTE 的均为 4 字节长，在访问一个线性地址时：
- 用虚拟地址的高10位乘以4，再加上页目录表的物理地址，便是页目录项的物理地址，读取该物理地址处的内容，获得页表的物理地址
- 用虚拟地址的中间10位乘以4，再加上一步获得的页表的物理地址，便是页表项的的物理地址，读取页表项的内容，便可从页表项的数据结构中获取我们需要访问的物理地址
- 将该物理地址再加上虚拟地址的低12位，便是最终我们要访问的物理地址
页表项与页目录项一致：
| 位位置 | 属性位名称 | 含义 | 常见取值 |
|---|---|---|---|
| 0 | P (Present) | 页是否存在 | 0: 不存在，1: 存在 |
| 1 | R/W (Read/Write) | 页面读写权限 | 0: 只读，1: 可读写 |
| 2 | U/S (User/Supervisor) | 用户模式和内核模式的访问权限 | 0: 内核模式，1: 用户模式 |
| 3 | PWT (Page Write-Through) | 写策略 | 0: 回写（Write-back），1: 写通（Write-through） |
| 4 | PCD (Page Cache Disable) | 缓存策略 | 0: 允许缓存，1: 禁止缓存 |
| 5 | A (Accessed) | 该页是否被访问过 | 0: 未访问，1: 已访问 |
| 6 | D (Dirty) | 该页是否被修改过（仅页表项有效） | 0: 未修改，1: 已修改 |
| 7 | PS (Page Size) | 页的大小 | 0: 4KB 页，1: 4MB 页 |
| 8 | G (Global) | 是否为全局页面（TLB切换时不刷新） | 0: 非全局，1: 全局 |
| 9-11 | AVL (Available) | 保留位，操作系统可用 | 未定义，操作系统自定义使用 |
| 12-31 | Base Address | 页表或页的物理地址（对齐到4KB，低12位为0） | 页表或物理页的基地址 |
特别的，唯一的页目录物理地址需要提前存放到 CR3 寄存器（页目录基址寄存器）：
PCD, PWT 位一般都取0. 因此低12位均为0.
多进程与分页机制
- 页表是多进程操作系统实现虚拟内存的基础，每个进程有独立的页表，保证了内存隔离。
- 操作系统通过按需分配内存、共享内存、分页换页等机制，动态管理进程的虚拟地址空间。
- 虚拟地址空间的划分通常包括用户空间和内核空间，进程通过页表实现虚拟地址到物理地址的映射。
用户进程通常依赖操作系统的系统调用。也即内核空间的代码，操作系统在划分地址空间时，通常会将内核映射到高位地址。所有进程的内核空间都实际上对应同一片物理地址。
![[Pasted image 20240922150102.png]]
示例: 类 Linux 的地址空间映射
startup_page:
mov ecx, 4096
mov esi, 0
.clear_page_dir:
mov byte [PAGE_DIR_TABLE_BASE + esi], 0
inc esi
loop .clear_page_dir
.create_pde:
mov eax, PAGE_DIR_TABLE_BASE
add eax, 0x1000
mov ebx, eax
or eax, PG_US_U | PG_RW_W | PG_P
; 第 0 PDE 和 第 768 PDE 都指向同一个页表（第0PTE)
; 第 0 PDE 是为了将 0x00000000 - 0x003FFFFF 映射到 0x00000000 - 0x003FFFFF.
; 第 768 PDE 是为了将 0x00000000 - 0x003FFFFF 映射到 0xC0000000 - 0xC03FFFFF.
; 因为我们内核和 loader 位于 低端 4 MB 之内, 而我们规定内核将会映射到虚拟地址的高 3GB 以上 (0xC0000000 - 0xFFFFFFFF)
; 至于 0 PDE 是为了保证，对于 loader 代码 (0 - 0xfffff) ，线性地址和物理地址是一样的。
mov dword [PAGE_DIR_TABLE_BASE + 0x0], eax
mov dword [PAGE_DIR_TABLE_BASE + 0xc00], eax
; 将最后 PDE 设为页目录表的物理地址，这是为了动态操作页表
sub eax, 0x1000
mov dword [PAGE_DIR_TABLE_BASE + 4092], eax
; 创建第 0 PTE
mov ecx, 1024 ; map 4MB
mov esi, 0
mov edx, PG_US_U | PG_RW_W | PG_P
.create_pte:
mov dword [ebx + esi * 4], edx
add edx, 4096
inc esi
loop .create_pte
; 创建内核其它 PDE
mov eax, PAGE_DIR_TABLE_BASE
add eax, 0x2000
or eax, PG_RW_W | PG_US_U | PG_P
mov ebx, PAGE_DIR_TABLE_BASE
mov ecx, 254 ; 769 - 1022 PDE
mov esi, 769
.create_kernel_pde:
mov [ebx + esi * 4], eax
inc esi
add eax, 0x1000
loop .create_kernel_pde
ret
在 Bochs 下的映射
0x00000000-0x003fffff -> 0x000000000000-0x0000003fffff
0xc0000000-0xc03fffff -> 0x000000000000-0x0000003fffff
# 后面三项是由于最后 PDE 设为页目录表的物理地址，bochs 将 PDE 表本身当作了 256 项 PTE 表导致的。
0xffc00000-0xffc00fff -> 0x000000101000-0x000000101fff
0xfff00000-0xffffefff -> 0x000000101000-0x0000001fffff
0xfffff000-0xffffffff -> 0x000000100000-0x000000100fff
- 访问页目录项：0xfffffxxx, 其中 xxx 是页目录项的索引 * 4
