操做系统：x86下内存分页机制 (1)

前置知识：

分段的概念(固然手写过确定是坠吼的

为何要分页

当咱们写程序的时候，老是倾向于把一个完整的程序分红最基本的数据段，代码段，栈段。而且普通的分段机制就是在进程所属的LDT中把每个段给标识出来。可是在实际运用中，大多数进程不会无限地运行下去。当进程结束以后它占有的内存空间也会被释放。可是这样就会出现一个问题：内存碎片致使的内存使用效率低下

当进程A准备载入内存的时候，实际上内存的总剩余空间是足够放下的。可是进程A中的蓝色段没法直接放入内存中(假设这一段是代码段)。也就是说咱们必须等待内存中的进程被释放的时候才能载入进程A。很明显，等待的工做是很是使人厌烦的，因此咱们必须得想出一种办法能够避免这种等待。

分页基本思想

其实咱们能够类比分段的思想——分段实际上是站在程序员的角度来解读程序：代码段，数据段，堆栈段等等等等，每个段都不定长，可是都有着很明显的用途。分段实际上是站在操做系统的角度来看程序：咱们直接把程序分红一个个固定长度的页，同时也把物理内存也分红同等大小的页，而后经过一个进程内部的表来把页和页映射起来。这种映射并不保证在物理内存上，页和页是连续的。可是会保证在程序的角度的内存，也就是虚拟内存上是连续的。经过一个表把连续的虚拟内存映射到不连续的物理内存上去来解决上面的问题。就像这样：

特别地，咱们称在虚拟内存页面中每个页叫作“页面”，物理内存中每个也叫作“页框”。程序在执行的时候一般只会提供虚拟内存地址，而后cpu经过MMU（内存管理单元）来实现从虚拟地址到物理地址的映射查询。程序对这个过程彻底不知道，程序只知道本身给出了一个地址，cpu返回了地址上的值。

打个比方

程序须要访问8745的虚拟内存地址，8745=2 * 4096+553，假设分页表里面2号页面对应着13号页框。cpu会访问13号页框下的553偏移处的数据，也就是13 * 4096+553=53801处的内存。每个进程都会保留一个分页表，也就是说对于一开始的例子，咱们只用把这些零散的内存映射到连续的虚拟内存中去就行了。

页的大小一般为4k，也就是4096个字节。

可是此时又会有一个问题，就是咱们存储页表自己所占据的空间会被拉大。假设每个进程所附带的页表中页的数量为1M，而且每一页的大小为4k，也就是说一个进程会使用大概4M的空间用来寻址。一半相似于windows的大型操做系统在初始化的时候会同时加载50多个进程，也就是说光用来寻址的内存占用就有大概200M。这个开销仍是比较大的，因此咱们经过使用二级页表来缩小这种内存上的开销。

层次化的分页结构

这里我须要把上面所说到了"页表"的概念拆开成两个东西——"页目录表"和"页表"。32位操做系统能够访问的内存有4GB，也就是1024 * 1024 * 4k，也就是说对应着1024 * 1024个页表。咱们仍是每1024页分一个页表，而后经过一个新的特殊页表(叫作页目录)来存放这些页表的基址(页目录的基址存放在cr3寄存器中，而且每个进程都有一个本身的页目录)。

表面上来看这样并不会节省空间，可是实际上每个进程只用保证页目录表在物理内存中就行了，页表能够在后续操做中分配，也就是说不用一次性存储全部的页表。

能够把页目录表当作页表的索引，或者相似于二级指针的东西。

对于一个32位地址，若是咱们采起二级页表的方式寻址，则其寻址规则是这样的：

CR3存储的是页目录表的基地址，地址前10位存储的是页目录表内的偏移(具体指向了某一个页表的基地址)，中10位存储的是页表内的偏移，经过访问具体的页表项获得物理内存中某一个页框的基地址，而后最后12位用来存储基址向上的偏移。这个过程相信经过图片已经能够很清晰地看出来了，这里就再也不多说了。

页表项的构成

其实页表中的页表项并非彻底只存储页框基地址的，在里面还会存储页框的属性。

保护位

顾名思义，保护位就是表明着某个表项容许什么类型的访问，最简单的就是读或者写(0是只读，1是读写)，再就是是否可执行。一个保护位通常有2bit。

修改位 & 访问位

这一位在计算机对某一个页面进行访问/修改的时候会发生变化，它们主要被用来为内存换入/换出算法提供一个参考。

禁止高速缓存位

当内存中的某些页面被映射到IO设备，而且系统正在等待着IO设备响应时，这些页面不能被加载到高速缓存中去，不然系统访问的就是一个旧的，在高速缓存中的副本而不是源源不断地从设备处获取数据。

开启分页功能(代码来自《Orange's 一个操做系统的实现》)：

PageDirBase		equ	200000h	; 页目录开始地址: 2M
PageTblBase		equ	201000h	; 页表开始地址: 2M+4K

LABEL_DESC_PAGE_DIR: Descriptor PageDirBase, 4095, DA_DRW;Page Directory
LABEL_DESC_PAGE_TBL: Descriptor PageTblBase, 1023, DA_DRW|DA_LIMIT_4K;Page Tables

SelectorPageDir		equ	LABEL_DESC_PAGE_DIR	- LABEL_GDT
SelectorPageTbl		equ	LABEL_DESC_PAGE_TBL	- LABEL_GDT

SetupPaging:
	; 为简化处理, 全部线性地址对应相等的物理地址.

	; 首先初始化页目录
	mov	ax, SelectorPageDir	; 此段首地址为 PageDirBase
	mov	es, ax
	mov	ecx, 1024		; 共 1K 个表项
	xor	edi, edi
	xor	eax, eax
	mov	eax, PageTblBase | PG_P  | PG_USU | PG_RWW
.1:
	stosd
	add	eax, 4096		; 为了简化, 全部页表在内存中是连续的.
	loop	.1

	; 再初始化全部页表 (1K 个, 4M 内存空间)
	mov	ax, SelectorPageTbl	; 此段首地址为 PageTblBase
	mov	es, ax
	mov	ecx, 1024 * 1024	; 共 1M 个页表项, 也即有 1M 个页
	xor	edi, edi
	xor	eax, eax
	mov	eax, PG_P  | PG_USU | PG_RWW
.2:
	stosd
	add	eax, 4096		; 每一页指向 4K 的空间
	loop	.2

	mov	eax, PageDirBase
	mov	cr3, eax
	mov	eax, cr0
	or	eax, 80000000h
	mov	cr0, eax
	jmp	short .3
.3:
	nop

	ret

除了一开始初始化了段和段选择子(用做正常的内存访问)，其实就是初始化了页目录表和页表，同时用页目录表基址填充cr3寄存器。这里为了方便起见，页目录表和页表的位置都是连续的(毕竟只是一个demo)。

下一篇博客应该会讲到快表和内存换入/换出算法