深入解析Blog OS项目中的分页机制实现

深入解析Blog OS项目中的分页机制实现

blog_os Writing an OS in Rust 项目地址: https://gitcode.com/gh_mirrors/bl/blog_os

分页是现代操作系统内存管理的核心技术之一。本文将基于Blog OS项目，详细讲解如何在操作系统中实现分页支持，包括物理页表帧的访问方法、地址转换函数实现以及新映射创建等内容。

分页机制回顾

在x86_64架构中，分页机制通过四级页表实现虚拟地址到物理地址的转换。每个页表项存储的是下一级页表的物理地址，这种设计避免了地址转换的循环依赖问题。

我们的内核运行在虚拟地址上，而页表存储在物理内存中，这带来了一个关键问题：如何从内核访问这些物理页表帧？

页表访问方案比较

1. 恒等映射(Identity Mapping)

原理：将页表帧直接映射到相同地址的虚拟内存。

优点：

• 实现简单直接
• 访问页表时无需额外转换

缺点：

• 碎片化虚拟地址空间
• 难以找到连续的大内存区域
• 新页表创建受限

2. 固定偏移映射

原理：在虚拟地址空间保留特定区域(如10TiB开始)专门用于页表映射。

优点：

• 避免虚拟地址空间碎片化
• 48位地址空间足够大，可保留专门区域

缺点：

• 创建新页表时仍需建立映射
• 不支持跨地址空间访问

3. 完整物理内存映射

原理：将全部物理内存映射到虚拟地址空间的保留区域。

优点：

• 可访问任意物理内存
• 支持跨地址空间操作
• 使用大页(2MiB)可减少页表占用

缺点：

• 需要额外页表存储映射关系
• 小内存设备可能面临压力

4. 临时映射

原理：仅在使用时临时映射页表帧。

优点：

• 仅需4KiB物理内存
• 虚拟地址空间利用率高

缺点：

• 实现复杂
• 多级页表修改需要重复操作

5. 递归页表

原理：将页表自身的一个条目指向自己，形成递归引用。

优点：

• 无需额外页表
• 可访问所有级别页表
• 地址计算规则统一

缺点：

• 概念理解较复杂
• 地址计算需要特殊处理

地址转换实现

要实现虚拟到物理地址的转换，我们需要遍历页表层次结构：

1. 从CR3寄存器获取顶级页表物理地址
2. 通过虚拟地址的各级索引逐级查找
3. 最终获得目标物理帧地址

关键点在于如何安全访问各级页表。在Blog OS中，我们选择映射完整物理内存的方案，因为它提供了最大的灵活性。

创建新映射

创建新内存映射的步骤：

1. 找到未使用的物理帧
2. 根据需要修改各级页表
3. 设置正确的页表项标志位
4. 必要时刷新TLB缓存

实现细节

页表项标志位

x86_64架构的页表项包含多个重要标志位：

• Present：页是否存在于内存
• Writable：是否可写
• User accessible：用户模式是否可访问
• Write-through caching：写透缓存
• Cache disabled：禁用缓存
• Accessed：是否被访问过
• Dirty：是否被修改过
• Huge page：是否为大页
• No execute：禁止执行

地址计算

虚拟地址被划分为多个部分用于页表索引：

63-48    47-39   38-30   29-21   20-12   11-0
保留      L4索引  L3索引  L2索引  L1索引  页内偏移

通过这种结构，CPU可以自动完成多级页表查找。

总结

在Blog OS项目中实现分页机制需要考虑多种因素。通过完整映射物理内存的方案，我们获得了灵活的内存访问能力，同时保持了较好的性能。理解各级页表的结构和交互方式是实现健壮内存管理的基础。

分页机制不仅提供安全隔离，还支持高级特性如内存映射文件、写时复制等，是构建现代操作系统的关键技术之一。

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