linux源码解读（八）：内存管理——分页和分段
1、计算的内存和磁盘都是用来存储数据的，作用上没有本质区别，但是这两种存储介质的特性却差异巨大：
- 内存需要上电才能存储数据，一旦掉电数据就没了，磁盘却不需要用电也能保存数据
- 内存的速度很快，大约100ns就能读写数据，而磁盘是毫秒级别的，理论速度差了几万倍；
所以计算机运行时为了追求速度，会尽量把数据放内存，那么问题来了：内存因为价格原因，空间比磁盘小很多，怎么高效地管理和利用内存的存储空间了？
2、（1）举个农业的例子：
- 上千亩的农田，农场主肯定会根据时令季节、农产种类和价格、农田本身的肥沃度等因素把农田分成很多块，不同的农田种植不同的农产品，内存管理和种田的策略没有本质区别：需要把内存化整为零，不同的部分存储不同的数据，比如内核的代码段、数据段、堆栈段等，这就诞生了GDT表；同理用户的应用程序也有代码段、数据段、堆栈段，所以也诞生了LDT；这两种表需要使用到ds、cs、ss等段寄存器，这就是内存分段的原因；
- 这里也引申出了另一个问题：为啥要把内核和用户程序分开了？原因也很简单：如果在一起，用户程序能随意读写内核代码指令或数据，岂不是很危险? 分开后，用户程序执行时如果要调用操作系统的某些接口（比如print、open、read、write、send等），需要通过软中断（int）或系统调用（syscall/sysenter）的方式提权进入内核才行，通过此方式保证用户程序不能随意更改内核代码或数据；
- 这里有引申出另一个问题： cpu是典型的指哪打哪，只要eip指向哪，就从哪取数据当成指令来执行，那么cpu是怎么判断当前是内核态还是用户态的了？通过段寄存器的算选择子：一共有2位，可以表示4种不同的状态，一般只用了00和11这两种；00表示0，就是内核态，俗称0环；11表示3，就是用户程序，俗称3环；程序在运行时，如果eip跨越了段寄存器基址+limit的限制（LDT或GDT有标识的），cpu硬件会先检查段选择子的权限，看看是不是从3环到0环；如果是，就必须通过上述的中断或系统调用方式，否则直接在硬件层面出异常报错！当然，从3环到3环也是要报错的（还是通过LDT检查是不是已经超出了本应用程序的cs、ds、ss的范围），这就从硬件层面的机制上保证了A应用程序不会被B应用程序读写而导致数据泄露或程序被破坏（进程切换靠tss，也是cpu从硬件层面保证的机制）！
- 还有最后一个问题：为啥通过软中断或系统调用从3环进0环就是安全（当然这是相对的安全）的，而3环直接访问0环的代码或数据就是危险的了？ 中断或系统调用，3环只需要提供调用号就行了，不需要知道具体实现的代码是怎么写的，也完全看不见；只要操作系统内核保证系统调用的实现过程是安全的就ok了！软中断或系统调用：本质上就是提供了3环低权限到0环高权限的提权通道，让代码进入0环执行；但执行的代码又是操作系统实现定义好的，用户的应用程序是没法随意更改的，由此又保障了内核的代码和数据安全，一个字：绝！
- 上述利用ds、cs、ss等寄存器把内存划分成一段一段地形式，不同的段分别给内核、应用程序使用；代码一旦要跨段运行，需要检查段的权限来确认是否能够跨段，这是早期操作系统和cpu硬件隔离程序的做法，现在的64位操作系统已经不是这么做的了！大家可以用windbg看看64位的windows系统，可以发现ds、cs、ss居然都是从0开始的，limit也都是0xffffffffffffff，用行话说要“平坦化”了，这种情况怎么隔离内核和应用程序了？-----分页
- 每个进程都有自己的CR3值，通过CR3页表映射，把逻辑地址转成物理地址；不同的进程有不同的CR3和不同的页表映射，即使是相同的逻辑地址，也会映射到不同的物理地址，由此让不同的进程拥有不用的物理地址，和上述通过ds、cs、ss方式对内存分段的思路是一样的，只不过换了一种方式实现！
- 分页的另一个好处：大块的物理内存经过长时间的分配和回收，可能已经支离破碎；经过虚拟内存映射后，把零散的物理内存映射成大整块的虚拟内存；
- 分页的漏洞: 人为更改页表，把逻辑地址映射的物理地址改成其他的物理地址，导致应用程序读取的数据或代码是错误的，达到无痕hook的目的！windows下可以用来过PG保护的；
- 内核代码不分页，永占物理内存，愿意也很简单：内核代码是核心，需要一直运行，当然不能被换出内存了，举个例子：发生缺页异常了，需要把页面的数据从磁盘重新加载到内存，缺页异常的handler也在内核，如果连这部分代码都分页，这个页面被放入磁盘，岂不成了死循环？所以只有应用程序的内存需要分页管理！
（2）概念澄清：
逻辑地址：程序员写代码看到和使用的地址，是操作系统分配给每个进程的独立地址空间，也就是CR3转换前的地址空间
线性地址：等于段基址+逻辑地址；windows 64位的操作系统段平坦化以后，线性地址事实上等于逻辑地址了；
物理地址：cpu物理总线表示的地址
（3） 页的属性也有很多位来表示，学名叫页表描述，如下：每位的作用在参考链接1有，这里不再追溯！
这里重点说一下第5位access位：该页是否能被访问；如果不能，其他应用程序访问时会报错，这可以用于动态反调试 和反hook；这里有必要解释一下为啥低12bit可以用来表示各种属性，而不是用来表示地址了？
由于cpu把物理内存按照4KB划分成1页，所以页目录和页表也是存储在物理页的；页目录和页表也是地址，每个item都是4byte，所以每个物理页能容纳1024个item；换句话说：页目录每个item指向一个装了1024个页表的物理页，由于物理页是4KB对齐的，导致页目录表的每个item的低12bit都是0；页目录同理：每个页目录的item都指向物理页的开始位置，导致页目录的每个item的第12bit都是0；所以第12bit实际上不可以不用来表示地址的，刚好就用来表示各种页属性了！整个示意如下：
- 这里容易混淆的就是页目录地址和页表项，因为存储这两类信息的内存本身是地址，恰好页目录和页表项的含义也是地址，两个地址在编码时非常容易混淆！明显的区别就是：页目录和页表项本身的地址是4字节递增的，但存储的内容是页首地址，以0x1000的颗粒度对齐的！
- 实际存储时，页目录项和页表项每个item的低12bit大概率会被用于指明各种属性，不太可能直接存0；实际计算下一级地址时需要清零；
- 后面的代码会大量涉及到*((unsigned long *) ((address>>20) &0xffc))))和((address>>10) & 0xffc)，分别是页目录表中页表项的值，和页表项的偏移，两者相加就是页表项的线性地址；
3、内存管理
大家还记得文件的inode和数据块是怎么管理的么？当时用了bitmap来标记的；逻辑块的最小使用大小是4KB。如果这4KB被分配使用，那么bitmap对应的bit设置为1；0.11版本的linux采用了相同的管理策略，仍然采用bitmap的方式标记内存页。如果某一页已经分配使用，那么bitmap对应的bit设置为1，否则设置为0；这里实际采用了名为mem_map的char数组标记3840个页面(15MB内存)被引用的次数；
/* these are not to be changed without changing head.s etc */ // linux0.11内核默认支持的最大内存容量是16MB，可以修改这些定义适合更多的内存。 // 内存低端(1MB) #define LOW_MEM 0x100000 // 分页内存15 MB，主内存区最多15M. #define PAGING_MEMORY (15*1024*1024) // 分页后的物理内存页面数（3840） #define PAGING_PAGES (PAGING_MEMORY>>12) // 指定地址映射为页号 #define MAP_NR(addr) (((addr)-LOW_MEM)>>12) // 页面被占用标志. #define USED 100 // 物理内存映射字节图（1字节代表1页内存）。每个页面对应的字节用于标志页面当前引 // 用（占用）次数。它最大可以映射15MB的内存空间。在初始化函数mem_init()中，对于 // 不能用做主内存页面的位置均都预先被设置成USED（100）. static unsigned char mem_map [ PAGING_PAGES ] = {0,};
查找空闲或使用的物理页面是，需要挨个遍历mem_map数组，linux 0.11是这样做的；同时也遍历pa_dir数组，看看哪些页目录和页表项已经被使用了！
//// 计算内存空闲页面数并显示 // [?? 内核中没有其他地方调用该函数，Linus调试过程中用的] void calc_mem(void) { int i,j,k,free=0; long * pg_tbl; // 扫描内存页面映射数组mem_map[]，获取空闲页面数并显示。然后扫描所有的页目 // 录项(除0，1项)，如果页目录项有效，则统计对应页表中有效页面数，并显示。页 // 目录项0-3被内核使用，因此应该从第5个目录项(i＝4)开始扫描。 for(i=0 ; i<PAGING_PAGES ; i++) if (!mem_map[i]) free++; printk("%d pages free (of %d)\n\r",free,PAGING_PAGES); for(i=2 ; i<1024 ; i++) { // 初始值应该等于4；有1024个页目录 if (1&pg_dir[i]) { pg_tbl=(long *) (0xfffff000 & pg_dir[i]);/*得到页表项；每个页目录有1024个页表项；每个页表项对应1024个物理页*/ for(j=k=0 ; j<1024 ; j++) if (pg_tbl[j]&1) k++; printk("Pg-dir[%d] uses %d pages\n",i,k); } } }
当然，在正式使用前，必须先初始化的，方法如下：
// 物理内存管理初始化 // 该函数对1MB以上的内存区域以页面为单位进行管理前的初始化设置工作。一个页面长度 // 为4KB bytes.该函数把1MB以上所有物理内存划分成一个个页面，并使用一个页面映射字节 // 数组mem_map[]来管理所有这些页面。对于具有16MB内存容量的机器，该数组共有3840 // 项((16MB-1MB)/4KB)，即可管理3840个物理页面。每当一个物理内存页面被占用时就把 // mem_map[]中对应的字节值增1；若释放一个物理页面，就把对应字节值减1。若字节值为0， // 则表示对应页面空闲；若字节值大于或等于1，则表示对应页面被占用或被不同程序共享占用。 // 在该版本的Linux内核中，最多能管理16MB的物理内存，大于16MB的内存将弃之不用。 // 对于具有16MB内存的PC机系统，在没有设置虚拟盘RAMDISK的情况下start_mem通常是4MB， // end_mem是16MB。因此此时主内存区范围是4MB-16MB,共有3072个物理页面可供分配。而 // 范围0-1MB内存空间用于内核系统（其实内核只使用0-640Kb，剩下的部分被部分高速缓冲和 // 设备内存占用）。 // 参数start_mem是可用做页面分配的主内存区起始地址（已去除RANDISK所占内存空间）。 // end_mem是实际物理内存最大地址。而地址范围start_mem到end_mem是主内存区。 void mem_init(long start_mem, long end_mem) { int i; // 首先将1MB到16MB范围内所有内存页面对应的内存映射字节数组项置为已占用状态， // 即各项字节全部设置成USED(100)。PAGING_PAGES被定义为(PAGING_MEMORY>>12)， // 即1MB以上所有物理内存分页后的内存页面数(15MB/4KB = 3840). HIGH_MEMORY = end_mem; // 设置内存最高端(16MB) for (i=0 ; i<PAGING_PAGES ; i++) mem_map[i] = USED; // 然后计算主内存区起始内存start_mem处页面对应内存映射字节数组中项号i和主内存区页面数。 // 此时mem_map[]数组的第i项正对应主内存区中第1个页面。最后将主内存区中页面对应的数组项 // 清零(表示空闲)。对于具有16MB物理内存的系统，mem_map[]中对应4MB-16MB主内存区的项被清零。 i = MAP_NR(start_mem); // 主内存区(也就是用户程序内存)其实位置处页面号 end_mem -= start_mem; end_mem >>= 12; // 主内存区中的总页面数 while (end_mem-->0) mem_map[i++]=0; // 主内存区页面对应字节值清零 }
根据mem_init推断早期linux的内存使用分布如下：
主内存（也就是用户应用程序）内存初始化完成后就可以按照页的颗粒度申请使用了；怎么找到空闲的物理页面了？当然是从mem_map数组开始找了，代码如下：
//// 在主内存区中取空闲屋里页面。如果已经没有可用物理内存页面，则返回0. // 输入：%1(ax=0) - 0; %2(LOW_MEM)内存字节位图管理的其实位置；%3(cx=PAGING_PAGES); // %4(edi=mem_map+PAGING_PAGES-1). // 输出：返回%0(ax=物理内存页面起始地址)。 // 上面%4寄存器实际指向mem_map[]内存字节位图的最后一个字节。本函数从位图末端开 // 始向前扫描所有页面标志（页面总数PAGING_PAGE），若有页面空闲（内存位图字节为 // 0）则返回页面地址。注意！本函数只是指出在主内存区的一页空闲物理内存页面，但 // 并没有映射到某个进程的地址空间中去。后面的put_page()函数即用于把指定页面映射 // 到某个进程地址空间中。当然对于内核使用本函数并不需要再使用put_page()进行映射， // 因为内核代码和数据空间（16MB）已经对等地映射到物理地址空间。 unsigned long get_free_page(void) { register unsigned long __res asm("ax"); __asm__("std ; repne ; scasb\n\t" // 置方向位，al(0)与对应每个页面的(di)内容比较 "jne 1f\n\t" // 如果没有等于0的字节，则跳转结束(返回0). "movb $1,1(%%edi)\n\t" // 1 => [1+edi],将对应页面内存映像bit位置1. "sall $12,%%ecx\n\t" // 页面数*4k = 相对页面其实地址 "addl %2,%%ecx\n\t" // 再加上低端内存地址，得页面实际物理起始地址 "movl %%ecx,%%edx\n\t" // 将页面实际其实地址->edx寄存器。 "movl $1024,%%ecx\n\t" // 寄存器ecx置计数值1024 "leal 4092(%%edx),%%edi\n\t" // 将4092+edx的位置->dei（该页面的末端地址） "rep ; stosl\n\t" // 将edi所指内存清零(反方向，即将该页面清零) "movl %%edx,%%eax\n" // 将页面起始地址->eax（返回值） "1:" :"=a" (__res) :"0" (0),"i" (LOW_MEM),"c" (PAGING_PAGES), "D" (mem_map+PAGING_PAGES-1) ); return __res; // 返回空闲物理页面地址(若无空闲页面则返回0). }
用完之后必须要及时释放，不要“占着茅坑不拉屎”，释放的原理也很简单，把mem_map对应的内容清零就行了，如下：这里不得不吐槽一下，还是下面这种C代码看着简单；上面那种汇编语法看的人脑壳疼┭┮﹏┭┮
//// 释放物理地址addr开始的1页面内存。 // 物理地址1MB以下的内容空间用于内核程序和缓冲，不作为分配页面的内存空间。因此 // 参数addr需要大于1MB. void free_page(unsigned long addr) { // 首先判断参数给定的物理地址addr的合理性。如果物理地址addr小于内存低端(1MB) // 则表示在内核程序或高速缓冲中，对此不予处理。如果物理地址addr>=系统所含物 // 理内存最高端，则显示出错信息并且内核停止工作。 if (addr < LOW_MEM) return; if (addr >= HIGH_MEMORY) panic("trying to free nonexistent page"); // 如果对参数addr验证通过，那么就根据这个物理地址换算出从内存低端开始记起的 // 内存页面号。页面号 ＝ (addr - LOW_MEM)/4096.可见页面号从0号开始记起。此时 // addr中存放着页面号。如果该页面号对应的页面映射字节不等于0，则减1返回。此 // 时该映射字节值应该为0，表示页面已释放。如果对应页面字节原本就是0，表示该 // 物理页面本来就是空闲的，说明内核代码出问题。于是显示出错信息并停机。 addr -= LOW_MEM; addr >>= 12; if (mem_map[addr]--) return; mem_map[addr]=0; panic("trying to free free page"); }
当进程退出do_exit时，不仅要free_page，进程自己的页表、页目录项也要free，操作的代码如下： 找到页目录的基址，然后挨个遍历；遍历时找到页表项，进而找到使用的物理内存，挨个释放！
/* * This function frees a continuos block of page tables, as needed * by 'exit()'. As does copy_page_tables(), this handles only 4Mb blocks. */ //// 根据指定的线性地址和限长(页表个数)，释放对应内存页表指定的内存块并置表项为 // 空闲。页目录位于物理地址0开始处，共1024项，每项4字节，共占4K字节。每个目录项 // 指定一个页表。内核页表从物理地址0x1000处开始(紧接着目录空间)，共4个页表。每 // 个页表有1024项，每项4字节。因此占4K（1页）内存。各进程（除了在内核代码中的进 // 程0和1）的页表所占据的页面在进程被创建时由内核为其主内存区申请得到。每个页表 // 项对应1耶物理内存，因此一个页表最多可映射4MB的物理内存。 // 参数：from - 起始线性基地址；size - 释放的字节长度。 int free_page_tables(unsigned long from,unsigned long size) { unsigned long *pg_table; unsigned long * dir, nr; // 首先检测参数from给出的线性基地址是否在4MB的边界处。因为该函数只能处理这 // 种情况。若from=0,则出错。说明视图释放内核和缓冲所占空间。 if (from & 0x3fffff)/*4MB取整；4MB也是一个目录项（第二级）对应的地址空间*/ panic("free_page_tables called with wrong alignment"); if (!from) panic("Trying to free up swapper memory space"); // 然后计算参数size给出的长度所占的页目录项数（4MB的进位整数倍），也即所占 // 页表数。因为1个页表可管理4MB物理内存，所以这里用右移22位的方式把需要复制 // 的内存长度值除以4MB.其中加上0x3fffff(即4MB-1)用于得到进位整数倍结果，即 // 除操作若有余数则进1。例如，如果原size=4.01Mb，那么可得到结果sieze=2。接 // 着结算给出的线性基地址对应的其实目录项。对应的目录项号＝from>>22.因为每 // 项占4字节，并且由于页目录表从物理地址0开始存放，因此实际目录项指针＝目录 // 项号<<2，也即(from>>20)。& 0xffc确保目录项指针范围有效，即用于屏蔽目录项 // 指针最后2位。因为只移动了20位，因此最后2位是页表项索引的内容，应屏蔽掉。 size = (size + 0x3fffff) >> 22; dir = (unsigned long *) ((from>>20) & 0xffc); /* _pg_dir = 0 */ // 此时size是释放的页表个数，即页目录项数，而dir是起始目录项指针。现在开始 // 循环操作页目录项，依次释放每个页表中的页表项。如果当前目录项无效（P位＝0） // 表示该目录项没有使用(对应的页表不存在)，则继续处理下一个目录项。否则从目 // 录项总取出页表地址pg_table，并对该页表中的1024个表项进行处理。释放有效页 // 表项(P位＝1)对应的物理内存页表。然后该页表项清零，并继续处理下一页表项。 // 当一个页表所有表项都处理完毕就释放该页表自身占据的内存页面，并继续处理下 // 一页目录项。最后刷新也页变换高速缓冲，并返回0. for ( ; size-->0 ; dir++) { if (!(1 & *dir)) continue; pg_table = (unsigned long *) (0xfffff000 & *dir); // 取页表地址 for (nr=0 ; nr<1024 ; nr++) { if (1 & *pg_table) // 若该项有效，则释放对应页。 free_page(0xfffff000 & *pg_table); *pg_table = 0; // 该页表项内容清零。 pg_table++; // 指向页表中下一项。 } free_page(0xfffff000 & *dir); // 释放该页表所占内存页面。 *dir = 0; // 对应页表的目录项清零 } invalidate(); // 刷新页变换高速缓冲。 return 0; }
和free_page_table对应的是copy_page_table，这个函数是在copy_mem里面被调用的，而copy_mem是在fork里面被调用的，说明父进程生成子进程时拷贝的内存并不是真正的物理地址，而是先拷贝了页目录项和页表项，物理内存暂时共用，等到缺页时才找空闲的物理页分配！
整个函数的实现连linus都说在内存管理中是最复杂的之一！
/* * Well, here is one of the most complicated functions in mm. It * copies a range of linerar addresses by copying only the pages. * Let's hope this is bug-free, 'cause this one I don't want to debug :-) * * Note! We don't copy just any chunks of memory - addresses have to * be divisible by 4Mb (one page-directory entry), as this makes the * function easier. It's used only by fork anyway. * * NOTE 2!! When from==0 we are copying kernel space for the first * fork(). Then we DONT want to copy a full page-directory entry, as * that would lead to some serious memory waste - we just copy the * first 160 pages - 640kB. Even that is more than we need, but it * doesn't take any more memory - we don't copy-on-write in the low * 1 Mb-range, so the pages can be shared with the kernel. Thus the * special case for nr=xxxx. */ //// 复制页目录表项和页表项：暂时不拷贝具体的页，提高进程fork的效率 // 复制指定线性地址和长度内存对应的页目录项和页表项，从而被复制的页目录和页表对 // 应的原物理内存页面区被两套页表映射而共享使用。复制时，需申请新页面来存放新页 // 表，原物理内存区将被共享。此后两个进程（父进程和其子进程）将共享内存区，直到 // 有一个进程执行写操作时，内核才会为写操作进程分配新的内存页(写时复制机制)。 // 参数from、to是线性地址，size是需要复制（共享）的内存长度，单位是byte. int copy_page_tables(unsigned long from,unsigned long to,long size) { unsigned long * from_page_table; unsigned long * to_page_table; unsigned long this_page; unsigned long * from_dir, * to_dir; unsigned long nr; // 首先检测参数给出的原地址from和目的地址to的有效性。原地址和目的地址都需要 // 在4Mb内存边界地址上。否则出错死机。作这样的要求是因为一个页表的1024项可 // 管理4Mb内存。源地址from和目的地址to只有满足这个要求才能保证从一个页表的 // 第一项开始复制页表项，并且新页表的最初所有项都是有效的。然后取得源地址和 // 目的地址的其实目录项指针(from_dir 和 to_dir).再根据参数给出的长度size计 // 算要复制的内存块占用的页表数(即目录项数)。 if ((from&0x3fffff) || (to&0x3fffff)) panic("copy_page_tables called with wrong alignment"); from_dir = (unsigned long *) ((from>>20) & 0xffc); /* _pg_dir = 0 */ to_dir = (unsigned long *) ((to>>20) & 0xffc); size = ((unsigned) (size+0x3fffff)) >> 22; // 在得到了源起始目录项指针from_dir和目的起始目录项指针to_dir以及需要复制的 // 页表个数size后，下面开始对每个页目录项依次申请1页内存来保存对应的页表，并 // 且开始页表项复制操作。如果目的目录指定的页表已经存在(P=1)，则出错死机。 // 如果源目录项无效，即指定的页表不存在(P=1),则继续循环处理下一个页目录项。 for( ; size-->0 ; from_dir++,to_dir++) { if (1 & *to_dir) panic("copy_page_tables: already exist"); if (!(1 & *from_dir)) continue; // 在验证了当前源目录项和目的项正常之后，我们取源目录项中页表地址 // from_page_table。为了保存目的目录项对应的页表，需要在住内存区中申请1 // 页空闲内存页。如果取空闲页面函数get_free_page()返回0，则说明没有申请 // 到空闲内存页面，可能是内存不够。于是返回-1值退出。 from_page_table = (unsigned long *) (0xfffff000 & *from_dir); if (!(to_page_table = (unsigned long *) get_free_page())) return -1; /* Out of memory, see freeing */ // 否则我们设置目的目录项信息，把最后3位置位，即当前目录的目录项 | 7， // 表示对应页表映射的内存页面是用户级的，并且可读写、存在(Usr,R/W,Present). // (如果U/S位是0，则R/W就没有作用。如果U/S位是1，而R/W是0，那么运行在用 // 户层的代码就只能读页面。如果U/S和R/W都置位，则就有读写的权限)。然后 // 针对当前处理的页目录项对应的页表，设置需要复制的页面项数。如果是在内 // 核空间，则仅需复制头160页对应的页表项(nr=160),对应于开始640KB物理内存 // 否则需要复制一个页表中的所有1024个页表项(nr=1024)，可映射4MB物理内存。 *to_dir = ((unsigned long) to_page_table) | 7; nr = (from==0)?0xA0:1024; // 此时对于当前页表，开始循环复制指定的nr个内存页面表项。先取出源页表的 // 内容，如果当前源页表没有使用，则不用复制该表项，继续处理下一项。否则 // 复位表项中R/W标志(位1置0)，即让页表对应的内存页面只读。然后将页表项复制 // 到目录页表中。 for ( ; nr-- > 0 ; from_page_table++,to_page_table++) { this_page = *from_page_table; if (!(1 & this_page)) continue; this_page &= ~2; *to_page_table = this_page; // 如果该页表所指物理页面的地址在1MB以上，则需要设置内存页面映射数 // 组mem_map[]，于是计算页面号，并以它为索引在页面映射数组相应项中 // 增加引用次数。而对于位于1MB以下的页面，说明是内核页面，因此不需 // 要对mem_map[]进行设置。因为mem_map[]仅用于管理主内存区中的页面使 // 用情况。因此对于内核移动到任务0中并且调用fork()创建任务1时(用于 // 运行init())，由于此时复制的页面还仍然都在内核代码区域，因此以下 // 判断中的语句不会执行，任务0的页面仍然可以随时读写。只有当调用fork() // 的父进程代码处于主内存区(页面位置大于1MB)时才会执行。这种情况需要 // 在进程调用execve()，并装载执行了新程序代码时才会出现。 // *from_page_table = this_page; 这句是令源页表项所指内存页也为只读。 // 因为现在开始有两个进程公用内存区了。若其中1个进程需要进行写操作， // 则可以通过页异常写保护处理为执行写操作的进程匹配1页新空闲页面，也 // 即进行写时复制(copy on write)操作。 if (this_page > LOW_MEM) { *from_page_table = this_page; this_page -= LOW_MEM; this_page >>= 12; mem_map[this_page]++; } } } invalidate(); return 0; }
经过上面的线性地址虚拟化操作，给人感觉就是个活生生的“盗梦空间”：线性地址本身是人为虚拟构造出来的，硬件层面读写数据还要先转成物理内存，所以线性地址并不是真正的地址（这不废话么），32bit可以根据业务需求赋予各种不同的含义，只要在页目录表和页表项的对应关系映射好就行了！这里的映射具体怎么操作了？也很简单：就是给数组元素赋值，或者是给指针内容赋值；linux 0.11版本把页表项和物理地址映射的方法如下：
最核心的“映射”代码其实很简单：page_table[(address>>12) & 0x3ff] = page | 7;
/* * This function puts a page in memory at the wanted address. * It returns the physical address of the page gotten, 0 if * out of memory (either when trying to access page-table or * page.) */ //// 把一物理内存页面映射到线性地址空间指定处。 // 或者说是把线性地址空间中指定地址address出的页面映射到主内存区页面page上。主 // 要工作是在相关页面目录项和页表项中设置指定页面的信息。若成功则返回物理页面地 // 址。在处理缺页异常的C函数do_no_page()中会调用此函数。对于缺页引起的异常，由于 // 任何缺页缘故而对页表作修改时，并不需要刷新CPU的页变换缓冲(或称Translation Lookaside // Buffer - TLB),即使页表中标志P被从0修改成1.因为无效叶项不会被缓冲，因此当修改 // 了一个无效的页表项时不需要刷新。在次就表现为不用调用Invalidate()函数。 // 参数page是分配的主内存区中某一页面(页帧，页框)的指针;address是线性地址。 unsigned long put_page(unsigned long page,unsigned long address) { unsigned long tmp, *page_table; /* NOTE !!! This uses the fact that _pg_dir=0 */ // 首先判断参数给定物理内存页面page的有效性。如果该页面位置低于LOW_MEM（1MB） // 或超出系统实际含有内存高端HIGH_MEMORY，则发出警告。LOW_MEM是主内存区可能 // 有的最小起始位置。当系统物理内存小于或等于6MB时，主内存区起始于LOW_MEM处。 // 再查看一下该page页面是否已经申请的页面，即判断其在内存页面映射字节图mem_map[] // 中相应字节是否已经置位。若没有则需发出警告。 if (page < LOW_MEM || page >= HIGH_MEMORY) printk("Trying to put page %p at %p\n",page,address); if (mem_map[(page-LOW_MEM)>>12] != 1) printk("mem_map disagrees with %p at %p\n",page,address); // 然后根据参数指定的线性地址address计算其在也目录表中对应的目录项指针，并 // 从中取得二级页表地址。如果该目录项有效(P=1),即指定的页表在内存中，则从中 // 取得指定页表地址放到page_table 变量中。否则就申请一空闲页面给页表使用，并 // 在对应目录项中置相应标志(7 - User、U/S、R/W).然后将该页表地址放到page_table // 变量中。 page_table = (unsigned long *) ((address>>20) & 0xffc); if ((*page_table)&1) page_table = (unsigned long *) (0xfffff000 & *page_table); else { if (!(tmp=get_free_page())) return 0; *page_table = tmp|7; page_table = (unsigned long *) tmp; } // 最后在找到的页表page_table中设置相关页表内容，即把物理页面page的地址填入 // 表项同时置位3个标志(U/S、W/R、P)。该页表项在页表中索引值等于线性地址位21 // -- 位12组成的10bit的值。每个页表共可有1024项(0 -- 0x3ff)。 page_table[(address>>12) & 0x3ff] = page | 7; /* no need for invalidate */ return page; }
4、（1）为了节约物理内存，不同进程可能会共享同样的物理页面，举个例子：同时打开两个notepad，操作系统会同时生成两个进程，但由于运行的是同样的程序，最起码代码段是可以共享的，所以这两个进程的代码段是可以设置成一样的！linux设置共享物理页的方式如下：
- 因为共享的肯定是物理页面，所以要先根据线性地址算出物理地址；
- 修改目标进程的页表项，让某个页表项保存物理页起始地址（这种物理页的挂载思路在windows下叫shadow walker，可以用来过PG保护的）；
/* * try_to_share() checks the page at address "address" in the task "p", * to see if it exists, and if it is clean. If so, share it with the current * task. * * NOTE! This assumes we have checked that p != current, and that they * share the same executable. */ //// 尝试对当前进程指定地址处的页面进行共享处理。 // 当前进程与进程p是同一执行代码，也可以认为当前进程是由p进程执行fork操作产生的 // 进程，因此它们的代码内容一样。如果未对数据段内容做过修改那么数据段内容也应一 // 样。参数address是进程中的逻辑地址，即是当前进程欲与p进程共享页面的逻辑页面地 // 址。进程P是将被共享页面的进程。如果P进程address出的页面存在并且没有被修改过的 // 话，就让当前进程与p进程共享之。同时还需要验证指定地址处是否已经申请了页面，若 // 是则出错，死机。返回：1 - 页面共享处理成功；0 - 失败。 static int try_to_share(unsigned long address, struct task_struct * p) { unsigned long from; unsigned long to; unsigned long from_page; unsigned long to_page; unsigned long phys_addr; // 首先分别求的指定进程p中和当前进程中逻辑地址address对应的页目录项。为了计 // 算方便先求出指定逻辑地址address出的'逻辑'页目录项号，即以进程空间(0 - 64 MB) // 算出的页目录项号。该'逻辑'页目录项号加上进程p在CPU 4G线性空间中的实际页目 // 录项from_page。而'逻辑'页目录项号加上当前进程CPU 4G线性空间中起始地址对应 // 的页目录项，即可最后得到当前进程中地址address处页面所对应的4G线性空间中的 // 实际页目录项to_page。 from_page = to_page = ((address>>20) & 0xffc); from_page += ((p->start_code>>20) & 0xffc); to_page += ((current->start_code>>20) & 0xffc); // 在得到p进程和当前进程address对应的目录项后，下面分别对进程p和当前进程进行 // 处理。下面首先对p进程的表项进行操作。目标是取得p进程中address对应的物理内 // 存页面地址，并且该物理页面存在，而且干净(没有被修改过)。 // 方法是先取目录项内容。如果该目录项无效(P=0),表示目录项对应的二级页表不存 // 在，于是返回。否则取该目录项对应页表地址from，从而计算出逻辑地址address // 对应的页表项指针，并取出该页表项内容临时保存在phys_addr中。 /* is there a page-directory at from? */ from = *(unsigned long *) from_page; if (!(from & 1)) return 0; from &= 0xfffff000; from_page = from + ((address>>10) & 0xffc); phys_addr = *(unsigned long *) from_page;//终于找到物理地址了 /* is the page clean and present? */ // 接着看看页表项映射的物理页面是否存在并且干净。0x41对应页表项中的D(dirty) // 和P（present）标志。如果页面不干净或无效则返回。然后我们从该表项中取出物 // 理页面地址再保存在phys_addr中。最后我们再检查一下这个物理页面地址的有效性， // 即它不应该超过机器最大物理地址值，也不应该小于内存低端(1 MB). if ((phys_addr & 0x41) != 0x01) return 0; phys_addr &= 0xfffff000; if (phys_addr >= HIGH_MEMORY || phys_addr < LOW_MEM) return 0; // 下面首先对当前进程的表项进行操作。目标是取得当前进程中address对应的页表 // 项地址，并且该页表项还没有映射物理页面，即其P=0。 // 首先取当前进程页目录项内容->to.如果该目录项无效(P=0),即目录项对应的二级 // 页表不存在，则申请一空闲页面来存放页表，并更新目录项to_page内容，让其指向 // 内存页面。 to = *(unsigned long *) to_page; if (!(to & 1)) { if ((to = get_free_page())) *(unsigned long *) to_page = to | 7; else oom(); } // 否则取目录项中的页表地址->to，加上页表项索引值<<2，即页表项在表中偏移地址， // 得到页表地址->to_page.针对页表项，如果我们此时我们检查出其对应的物理页面 // 已经存在，即页表的存在位P=1，则说明原本我们想共享进程p中对应的物理页面， // 但现在我们自己已经占有了(映射有)物理页面。于是说明内核出错，死机。 to &= 0xfffff000; to_page = to + ((address>>10) & 0xffc); if (1 & *(unsigned long *) to_page) panic("try_to_share: to_page already exists"); // 在找到了进程p中逻辑地址address处对应的干净且存在的物理页面，而且也确定了 // 当前进程中逻辑地址address所对应的耳机页表项地址之后，我们现在对他们进行 // 共享处理。方法很简单，就是首先对p进程的页表项进行修改，设置其写保护(R/W=0, // 只读)标志，然后让当前进程复制p进程的这个页表项。此时当前进程逻辑地址address // 处页面即被映射到p进程逻辑地址address处页面映射的物理页面上。 /* share them: write-protect */ *(unsigned long *) from_page &= ~2; *(unsigned long *) to_page = *(unsigned long *) from_page; // 随后刷新页变换高速缓冲。计算所操作屋里页面的页面号，并将对应页面映射字节数 // 组项中的引用递增1。最后返回1，表示共享处理成功。 invalidate(); phys_addr -= LOW_MEM; phys_addr >>= 12; mem_map[phys_addr]++; return 1; }
（2）当发生缺页时，首先看看有没有运行同样文件的进程；如果有，先共享一下改进程的物理页面，达到节约内存的目的：注意这里面有个count字段，可以用来检测app多开的！由此也引申出了另一个沙箱的概念：虚拟出另一块内存，但是count就是1，避开检测！
//// 共享页面处理。 // 在发生缺页异常时，首先看看能否与运行同一个执行文件的其他进程进行页面共享处理 // 该函数首先判断系统是否有另一个进程也在运行当前进程一样的执行文件。若有，则在 // 系统当前所有任务中寻找这样的任务。若找到了这样的任务就尝试与其共享指定地址处 // 的页面。若系统中没有其他任务正在运行与当前进程相同的执行文件，那么共享页面操 // 作的前提条件不存在，因此函数立刻退出。判断系统中是否有另一个进程也在执行同一 // 个执行文件的方法是零用进程任务数据结构中的executable字段。该字段指向进程正在 // 执行程序在内存中的i节点。根据该i节点的引用次数i_count我们可以进行这种判断。若 // executable->i_count值大于1，则表明系统中可能有两个进程运行同一个执行文件，于 // 是可以再对task struct数组中所有任务比较是否有相同的executable字段来最后确定多个 // 进程运行着相同执行文件的情况。 // 参数address是进程中的逻辑地址，即是当前进程欲与p进程共享页面的逻辑页面地址。 // 返回：1 - 共享操作成功，0 - 失败。 static int share_page(unsigned long address) { struct task_struct ** p; // 首先检查一下当前进程的executable字段是否指向某执行文件的i节点，以判断本 // 进程是否有对应的执行文件。如果没有，则返回0.如果executable的确指向某个i // 节点，则检查该i节点引用计数值。如果当前进程运行的执行文件的内存i节点引用 // 计数等于1(executable->i_count=1),表示当前系统中只有1个进程(即当前进程)在 // 运行该执行文件。因此无共享可言，直接退出函数。 if (!current->executable) return 0; if (current->executable->i_count < 2) return 0; // 否则搜索任务数组中所有任务。寻找与当前进程可共享页面的进程，即运行相同的 // 执行文件的另一个进程，并尝试对指定地址的页面进行共享。如果找到某个进程p， // 其executable字段值与当前进程的相同，则调用try_to_share()尝试页面共享。若 // 共享操作成功，则函数返回1。否则返回0，表示共享页面操作失败. for (p = &LAST_TASK ; p > &FIRST_TASK ; --p) { if (!*p) continue; if (current == *p) continue; // 如果executable不等，表示运行的不是与当前进程相同的执行文件，因此也继续 // 寻找。 if ((*p)->executable != current->executable) continue; if (try_to_share(address,*p)) return 1; } return 0; }
（3）发生缺页后，linux搜先检查能不能和其他进程共享物理页；如果还是不行，那么再重新分配物理页，从磁盘把对应的可执行文件读到物理页（注意：这里是把可执行文件的数据拷贝到内存，和windows下有个隐藏的pagefile.sys文件不一样，后者存放的是临时换出来的内存物理页），最后把物理页挂载到进程的页表项，整个过程就是do_no_page:
//// 执行缺页处理 // 是访问不存在页面处理函数。页异常中断处理过程中调用的函数。在page.s程序中被调 // 用。函数参数error_code和address是进程在访问页面时由CPU因缺页产生异常而自动生 // 成。该函数首先尝试与已加载的相同文件进行页面共享，或者只是由于进程动态申请内 // 存页面而只需映射一页物理内存即可。若共享操作不成功，那么只能从相应文件中读入 // 所缺的数据页面到指定线性地址处。 void do_no_page(unsigned long error_code,unsigned long address) { int nr[4]; unsigned long tmp; unsigned long page; int block,i; // 首先取线性空间中指定地址address处页面地址。从而可算出指定线性地址在进程 // 空间相对于进程基地址的偏移长度值tmp，即对应的逻辑地址。 address &= 0xfffff000; tmp = address - current->start_code; // 若当进程的executable节点指针空，或者指定地址超出(代码+数据)长度，则申请 // 一页物理内存，并映射到指定的线性地址处。executable是进程正在运行的执行文 // 件的i节点结构。由于任务0和任务1的代码在内核中，因此任务0，任务1以及任务1 // 派生的没有调用过execute()的所有任务的executable都为0.若该值为0，或者参数 // 指定的线性地址超出代码加数据长度，则表明进程在申请新的内存页面存放堆或栈 // 中数据。因此直接调用取空闲页面函数get_empty_page()为进程申请一页物理内存 // 并映射到指定线性地址处。进程任务结构字段start_code是线性地址空间中进程代 // 码段地址，字段end_data是代码加数据长度。对于Linux0.11内核，它的代码段和 // 数据段其实基址相同。 if (!current->executable || tmp >= current->end_data) { get_empty_page(address); return; } if (share_page(tmp)) return; if (!(page = get_free_page())) oom(); /* remember that 1 block is used for header */ // 因为块设备上存放的执行文件映象第1块数据是程序头结构，因此在读取该文件时 // 需要跳过第1块数据。所以需要首先计算缺页所在数据块号。因为每块数据长度为 // BLOCK_SIZE=1KB，因此一页内存课存放4个数据块。进程逻辑地址tmp除以数据块大 // 小再加上1即可得出缺少的页面在执行映象文件中的起始块号block。根据这个块号 // 和执行文件的i节点，我们就可以从映射位图中找到对应块设备中对应的设备逻辑块 // 号(保存在nr[]数组中)。利用bread_page()即可把这4个逻辑块读入到物理页面page中。 block = 1 + tmp/BLOCK_SIZE; for (i=0 ; i<4 ; block++,i++) nr[i] = bmap(current->executable,block); bread_page(page,current->executable->i_dev,nr); // 在读设备逻辑块操作时，可能会出现这样一种情况，即在执行文件中的读取页面位 // 置可能离文件尾不到1个页面的长度。因此就可能读入一些无用的信息，下面的操作 // 就是把这部分超出执行文件end_data以后的部分清零处理。 i = tmp + 4096 - current->end_data; tmp = page + 4096; while (i-- > 0) { tmp--; *(char *)tmp = 0; } // 最后把引起缺页异常的一页物理页面映射到指定线性地址address处。若操作成功 // 就返回。否则就释放内存页，显示内存不够。 if (put_page(page,address)) return; free_page(page); oom(); }
（4）当两个进程共享代码、甚至数据段的物理内存时，如果一个进程改写了物理内存，那么另一个进程是不是也要受影响了？比如同时打开两个notepad，其中一个编辑，另一个不变，是不是另一个也能实时跟新编辑内容了？显然不行（如何行那还的了？）! 其中一个编辑，会更改数据段的内容，此时如果想要另一个进程免受影响，会启动“copy on write”机制，给其中一个进程单独分配物理页，并重新挂载到页目录项，实现代码如下：
/* * This routine handles present pages, when users try to write * to a shared page. It is done by copying the page to a new address * and decrementing the shared-page counter for the old page. * * If it's in code space we exit with a segment error. */ //// 执行写保护页处理。 // 是写共享页面处理函数。是页异常中断处理过程中调用的C函数。在page.s程序中被调用。 // 参数error_code是进程在写写保护页面时由CPU自动产生，address是页面线性地址。 // 写共享页面时，需复制页面（写时复制）. void do_wp_page(unsigned long error_code,unsigned long address) { #if 0 /* we cannot do this yet: the estdio library writes to code space */ /* stupid, stupid. I really want the libc.a from GNU */ if (CODE_SPACE(address)) do_exit(SIGSEGV); #endif // 调用上面函数un_wp_page()来处理取消页面保护。但首先需要为其准备好参数。参 // 数是线性地址address指定页面在页表中的页表项指针，其计算方法是： // 1.((address>>10) & 0xffc): 计算指定线性地址中页表项在页表中的偏移地址；因 // 为根据线性地址结构，(address>>12)就是页表项中的索引，但每项占4个字节，因 // 此乘4后：(address>>12)<<2=(address>>10)&0xffc就可得到页表项在表中的偏移 // 地址。与操作&0xffc用于限制地址范围在一个页面内。又因为只移动了10位，因此 // 最后2位是线性地址低12位中的最高2位，也应屏蔽掉。因此求线性地址中页表项在 // 页表中偏移地址直观一些的表示方法是(((address>>12)&ox3ff)<<2). // 2.(0xfffff000 & *((address>>20) &0xffc)):用于取目录项中页表的地址值；其中， // ((address>>20) &0xffc)用于取线性地址中的目录索引项在目录表中的偏移地址。 // 因为address>>22是目录项索引值，但每项4个字节，因此乘以4后：(address>>22)<<2 // = (address>>20)就是指定在目录表中的偏移地址。&0xffc用于屏蔽目录项索引值中 // 最后2位。因为只移动了20位，因此最后2位是页表索引的内容，应该屏蔽掉。而 // *((address>>20) &0xffc)则是取指定目录表项内容中对应页表的物理地址。最后与 // 上0xfffff000用于屏蔽掉页目录项内容中的一些标志位(目录项低12位)。直观表示为 // (0xfffff000 & *(unsigned log *) (((address>>22) & 0x3ff)<<2)). // 3.由1中页表项中偏移地址加上2中目录表项内容中对应页表的物理地址即可得到页 // 表项的指针(物理地址)。这里对共享的页面进行复制。 un_wp_page((unsigned long *) (((address>>10) & 0xffc) + (0xfffff000 & *((unsigned long *) ((address>>20) &0xffc))))); }
上面只调用了一个函数，核心功能就是：（1）去掉页面写保护 （2）从新找个未使用的物理页挂载到页表项（第二级） （3）物理页数据复制
//// 取消写保护页面函数。用于页异常中断过程中写保护异常的处理(写时复制)。 // 在内核创建进程时，新进程与父进程被设置成共享代码和数据内存页面，并且所有这些 // 页面均被设置成只读页面。而当新进程或原进程需要向内存页面写数据时，CPU就会检测 // 到这个情况并产生页面写保护异常。于是在这个函数中内核就会首先判断要写的页面是 // 否被共享。若没有则把页面设置成可写然后退出。若页面是出于共享状态，则需要重新 // 申请一新页面并复制被写页面内容，以供写进程单独使用。共享被取消。本函数供下面 // do_wp_page()调用。 // 输入参数为页表项指针，是物理地址。[up_wp_page -- Un-Write Protect Page] void un_wp_page(unsigned long * table_entry) { unsigned long old_page,new_page; // 首先取参数指定的页表项中物理页面位置(地址)并判断该页面是否是共享页面。如 // 果原页面地址大于内存低端LOW_MEM（表示在主内存区中），并且其在页面映射字节 // 图数组中值为1（表示页面仅被引用1次，页面没有被共享），则在该页面的页表项 // 中置R/W标志(可写),并刷新页变换高速缓冲，然后返回。即如果该内存页面此时只 // 被一个进程使用，并且不是内核中的进程，就直接把属性改为可写即可，不用再重 // 新申请一个新页面。 old_page = 0xfffff000 & *table_entry; if (old_page >= LOW_MEM && mem_map[MAP_NR(old_page)]==1) { *table_entry |= 2; invalidate(); return; } // 否则就需要在主内存区申请一页空闲页面给执行写操作的进程单独使用，取消页面 // 共享。如果原页面大于内存低端(则意味着mem_map[]>1,页面是共享的)，则将原页 // 面的页面映射字节数组递减1。然后将指定页表项内容更新为新页面地址，并置可读 // 写等标志（U/S、R/W、P）。在刷新页变换高速缓冲之后，最后将原页面内容复制 // 到新页面上。 if (!(new_page=get_free_page())) oom(); if (old_page >= LOW_MEM) mem_map[MAP_NR(old_page)]--; *table_entry = new_page | 7; invalidate(); copy_page(old_page,new_page); }
（5）page_fault的编号是0x14，linux的handler是这样的。里面有两个最重要的函数调用：缺页时调用do_no_page；写入只读页时调用do_wp_page；
/* * page.s contains the low-level page-exception code. * the real work is done in mm.c */ .globl page_fault # 声明为全局变量。将在traps.c中用于设置页异常描述符。 page_fault: xchgl %eax,(%esp) # 取出错码到eax；发生异常后，cpu会把error_code自动入栈，不需要软件设置干预 pushl %ecx pushl %edx push %ds push %es push %fs movl $0x10,%edx # 置内核数据段选择符 mov %dx,%ds mov %dx,%es mov %dx,%fs movl %cr2,%edx # 取引起页面异常的线性地址；发生异常后，cpu会把异常的地址放入CR2寄存器，不需要软件设置干预 pushl %edx # 将该线性地址和出错码压入栈中，作为将调用函数的参数 pushl %eax testl $1,%eax # 测试页存在标志P（为0），如果不是缺页引起的异常则跳转 jne 1f call do_no_page # 调用缺页处理函数 jmp 2f 1: call do_wp_page # 调用写保护处理函数 2: addl $8,%esp # 丢弃压入栈的两个参数，弹出栈中寄存器并退出中断。 pop %fs pop %es pop %ds popl %edx popl %ecx popl %eax iret
其他：
（1）判断给定线性地址是否位于当前进程的代码段中，这个思路可用于检测自己的so是否被第三方调用了；
// CODE_SPACE(addr)((((addr)+0xfff)&~0xfff)<current->start_code+current->end_code). // 该宏用于判断给定线性地址是否位于当前进程的代码段中，"(((addr)+4095)&~4095)" // 用于取得线性地址addr所在内存页面的末端地址。 /* ~4095=0xF000,作用是把低12bit清零，只保留高4bit； (addr)+4095：相当于页的进位相加，比如addr=2048，那么结果等于6143=0x17ff (((addr)+4095)&~4095) = 0x17ff&0xF000=0x1000，也就是说虚拟地址2048所在页的末端地址是0x1000=4096 */ #define CODE_SPACE(addr) ((((addr)+4095)&~4095) < \ current->start_code + current->end_code)
（2）史上最快内存数据复制函数：直接用movsl批量复制
// 从from处复制1页内存到to处(4K字节)。 #define copy_page(from,to) \ __asm__("cld ; rep ; movsl"::"S" (from),"D" (to),"c" (1024))
（3）如果运行的用户程序实在太多，物理内存确实不够用了，需要物理内存的应用程序会被中止，并报OOM的错误（java的码农同学是不是很熟悉了？）
//// 显示内存已用完出错信息，并退出。 static inline volatile void oom(void) { printk("out of memory\n\r"); // do_exit应该使用退出代码，这里用了信号值SIGSEGV(11)相同值的出错码含义是 // “资源暂时不可用”，正好同义。 do_exit(SIGSEGV); }
（4）源码中有大量的这种代码，这是用来干啥的了？
*((unsigned long *) ((address>>20) &0xffc))
我们挨个分解:
- address>>22是目录项索引值（地址移位后只剩10bit了，也就是第一级的页目录表）
- 由于是索引值，需要乘以4得到地址，所以(address>>22)<<2 = address>>20了
- 由于只移动了20位，还有2位要清零，所以&FFC
- 最后 *((address>>20) &0xffc) 则是取指定目录表项（第一级）内容中对应页表的物理地址（取出来的物理地址0x1000对齐）
参考：
1、https://zhuanlan.zhihu.com/p/67053210 页表描述符
