一个操作系统的实现(6)-初识分页机制

这节依然是从实现的角度来说述分页机制。

为何要引入分页机制。我们都知道分段机制是为了提供保护机制，那末为何还要引入分页机制呢？

为何引入分页机制

想象1下这样1种情况：假定我们用的计算机物理内存是4GB，但是我们的程序大小是5GB。那末这个时候我们没法将程序全部放到内存中，也就没法运行程序。分页机制引入的缘由之1就是为了解决这个问题。分页机制的引入实现了虚拟存储器的机制。

另外，程序履行具有局部性，也就是说1段时间内，只需要程序代码中的1小部份（相对全部程序）就能够实现程序的履行。那末我们就不用把所有代码和数据都寄存在内存中，而是将现在或很近的将来需要的代码和数据放入内存就好了。要实现这个功能需要分页机制。在这类情况下，相同大小的内存在引入分页机制后可以同时寄存更多的程序。这由进1步提高了存储器的容量。

在介绍分页机制之前，首先我们需要了解3种地址：

逻辑地址、线性地址、物理地址

这3种地址的关系以下图：

引入段页式存储以后才有完全的3种地址的概念。这时候候逻辑地址通过分段机制转换成线性地址，然后再通过分页机制转换成物理地址。

在没有引入页式存储的情况下，逻辑地址通过分段机制转换成的线性地址等于物理地址。

如果段式存储和页式存储都不存在。那末也就不存在逻辑地址和线性地址，我们对内存的所有操作都直接使用物理地址。

通过上面的分析，我们很容易明白分页机器就像1个函数：

接下来，以2级页表机制对分页机制进行描写

分页机制概述

2级页表的分页机制以下图：

上图的转换使用两级页表,第1级叫做页目录,大小为4KB,存储在1个物理页中,每一个表项4字节长,共有1024个表项。每一个表项对应第2级的1个页表,第2级的每个页表也有1024个表项,每个表项对应1个物理页。页目录表的表项简称PDE(Page Directory Entry),页表的表项简称PTE(Page Table Entry)。

进行转换时,先是从由寄存器cr3指定的页目录中根据线性地址的高10位得到页表地址,然后在页表中根据线性地址的第12到21位得到物理页首地址,将这个首地址加上线性地址低12位便得到了物理地址。

分页机制是不是生效的开关位于cr0的最高位PG位。以下图：

如果PG=1,则分页机制生效。所以,当我们准备好了页目录表和页表,并将cr3指向页目录表以后,只需要置PG位,分页机制就开始工作了。

接下来描写PDE和PTE的结构和各位的详细解释：

PDE和PTE

下图是PDE的结构：

下图是PTE的结构：

下面是关于PDE和PTE中各位的解释：

• P 存在位,表示当前条目所指向的页或页表是不是在物理内存中。P=0表示页不在内存中,如果处理器试图访问此页,将会产生页异常(page-fault exception,#PF);P=1表示页在内存中。

• R / W 指定1个页或1组页(比如,此条目是指向页表的页目录条目)的读写权限。此位与U/S位和寄存器cr0中的WP位相互作用。R/W=0表示只读;R/W=1表示可读并可写。

• U / S 指定1个页或1组页(比如,此条目是指向页表的页目录条目)的特权级。此位与R/W位和寄存器cr0中的WP位相互作用。U/S=0表示系统级别(Supervisor Privilege Level),如果CPL为0、1或2,那末它便是在此级别;U/S=1表示用户级别(User Privilege Level),如果CPL为3,那末它便是在此级别。
  如果cr0中的WP位为0,那末即使用户级(User P.L.)页面的R/W=0,系统级(Supervisor P.L.)程序依然具有写权限;如果WP位为1,那末系统级(Supervisor P.L.)程序也不能写入用户级(User P.L.)只读页。

• P W T 用于控制对单个页或页表的缓冲策略。PWT=0时使用Write-back缓冲策略;PWT=1时使用Write-through缓冲策略。当cr0寄存器的CD(Cache-Disable)位被设置时会被疏忽。

• P C D 用于控制对单个页或页表的缓冲。PCD=0时页或页表可以被缓冲;PCD=1时页或页表不可以被缓冲。当cr0寄存器的CD(Cache-Disable)位被设置时会被疏忽。

• A 唆使页或页表是不是被访问。此位常常在页或页表刚刚被加载到物理内存中时被内存管理程序清零,处理器会在第1次访问此页或页面时设置此位。而且,处理器其实不会自动清除此位,只有软件能清除它。

• D 唆使页或页表是不是被写入。此位常常在页或页表刚刚被加载到物理内存中时被内存管理程序清零,处理器会在第1次写入此页或页面时设置此位。而且,处理器其实不会自动清除此位,只有软件能清除它。
  A位和D位都是被内存管理程序用来管理页和页表从物理内存中换入和换出的。

• P S 决定页大小。PS=0时页大小为4KB,PDE指向页表。

• P A T 选择PAT(Page Attribute Table)条目。Pentium III以后的CPU开始支持此位,在此不予讨论,并在我们的程序中设为0。

• G 唆使全局页。如果此位被设置,同时cr4中的PGE位被置,那末此页的页表或页目录条目不会在TLB中变得无效,即使cr3被加载或任务切换时也是如此。

处理器会将最近经常使用的页目录和页表项保存在1个叫做TLB(Translation Lookaside Buffer)的缓冲区中。只有在TLB中找不到被要求页的转换信息时,才会到内存中去寻觅。这样就大大加快了访问页目录和页表的时间。

当页目录或页表项被更改时,操作系统应当马上使TLB中对应的条目无效,以便下次用到此条目时让它取得更新。

当cr3被加载时,所有TLB都会自动无效,除非页或页表条目的G位被设置。

接下来看看cr3的结构：

cr3

cr3的结构以下图：

cr3又叫做PDBR(Page-Directory Base Register)。它的高20位将是页目录表首地址的高20位,页目录表首地址的低12位会是零,也就是说,页目录表会是4KB对齐的。类似地,PDE中的页表基址(PageTable Base Address)和PTE中的页基址(PageBase Address)也是用高20位来表示4KB对齐的页表和页。

至于第3位和第4位的两个标志,我们暂时可以疏忽它们。

对cr0、cr3、PDE、PTE的结构有了解以后，接下来编写代码启动分页机制：

编写代码启动分页机制

这里不斟酌特权级的变化，这样更能专注于分页机制的实现。

这里仅列出新增代码，完全代码会放在本文的最后。

上面的指令中，只有stosd没有学过。类似的指令有stosb、stosw、stosd。这3个指令就是把al、ax、eax的内容存储到edi指向的内存单元中，同时edi的值根据方向标志的值增加或减少。这里使用的是loop指令。它还可以同rep前缀联合使用。这里我没找到设置方向标志位的指令，难道是初始时候方向标志位已为0了？

上面的代码实现的功能以下图：

开头的第207行和第208即将段寄存器es对应页目录表段,下面让edi等于0,因而es:edi就指向了页目录表的开始。第214行的指令stosd第1次履行时就把eax中的PageTblBase|PG_P|PG_USU|PG_RWW存入了页目录表的第1个PDE。

那末来看看这个PDE是甚么值。PageTblBase|PG_P|PG_USU|PG_RWW(第212行)让当前(第1个)PDE对应的页表首地址变成PageTblBase,而且属性显示其指向的是存在的可读可写的用户级别页表。

实际上,当为页目录表中的第1个PDE赋值时,1个循环就已开始了。循环的每次履行中,es:edi会自动指向下1个PDE,而第215行也将下1个页表的首地址增加4096字节,以便与上1个页表首尾相接。这样,经过1024次循环(第209行由ecx指定)以后,页目录表中的所有PDE都被赋值终了,它们的属性相同,都为指向可读可写的用户级别页表,并且所有的页表连续排列在以
PageTblBase为首地址的4MB(4096×1024)的空间中。

接下来的工作是初始化所有页表中的PTE(第218行到第228行)。由于总共有1024×1024个PTE,因而将ecx赋值为1024×1024,以便让循环进行1024×1024次。开始对es和edi的处理让es:edi指向了页表段的首地址,即地址PageTblBase处,也是第1个页表的首地址。

第1个页表中的第1个PTE被赋值为PG_P|PG_USU|PG_RWW,不难理解,它表示此PTE唆使的页首地址为0,并且是个可读可写的用户级别页。这同时意味着第0个页表中第0个PTE唆使的页的首地址是0,因而线性地址0~0FFFh将被映照到物理地址0~0FFFh,即f(x)=x,其中0x0FFFh。接下来进行的循环初始化了剩下的所有页表中的PTE,将4GB空间的线性地址映照到相同的物理地址。如上图所示

这样,页目录表和所有的页表被初始化终了。接下来到了正式启动分页机制的时候了。首先让cr3指向页目录表(第230行和第231行),然后设置cr0的PG(第232行到第234行),这样,分页机制就启动完成了。

运行结果以下：

从这里我们看到启动分页机制后。我们没法在屏幕上看到分页机制的影子。这是由于我们只是把所有的线性地址映照到完全相同的物理地址上，而并没有对其做其他的操作。所以我们看不出来表面上的变化。而且这类方式会出现两个问题：1是页表明显浪费得太多了,我们可能根本没有那末大的内存;2是我们除“实现了”分页,并没有“得益于”分页,也就是说,我们还没有体会到分页的妙处。上面的问题我们在下节介绍。

源代码