自制操作系统 - 内核内存映射 | 王富杰的博客

一、修改页目录和页表

在启用内存分页后，如何能修改页目录和页表呢？一般来说会将最后一个页表指向页目录自身，不过这样会浪费最后 4M 的线性地址空间，只能用来管理页表。映射完成后的页面分布就是这样的：图片加载失败如图：cr3寄存器存储的是页目录的地址，页目录的最后一项改为它自身的地址（注意这是0x1007, 7是属性，索引只取前20位，因此最后一项指向的是0x1000）。这样在页目录最后一项找页表找到它自身，页目录这个位置又会被当做页表，继续找页表的最后一项又会把同样的这个位置认为是页框。因此就可以通过固定的虚拟地址修改页目录和页表

page_entry_t *entry = &pde[1023];            // 将最后一个页表指向页目录自己
entry_init(entry, IDX(KERNEL_PAGE_DIR));
static page_entry_t *get_pde()
{
    return (page_entry_t *)(0xfffff000);
}
static page_entry_t *get_pte(u32 vaddr)
{
    return (page_entry_t *)(0xffc00000 | (DIDX(vaddr) << 12));
}

访问虚拟地址 0xFFFFF000 会通过 PDE[1023] 找到页目录自身,访问虚拟地址 0xFFC00xxx 会通过 PDE[1023] 和 PTE[0] 找到页目录（因为 PTI=0)。这里可以通过虚拟地址映射线性地址的方式自行推算。

1.1、刷新快表

修改完页目录和页表后需要刷新快表，快表是页目录和页表的缓存，刷新快表有两种方法，第一种是重新给cr3寄存器赋值会刷新所有页目录和页表，性能比较低。第二种是invlpg指令，它可以刷新某个虚拟地址特定的页表。

二、内核内存映射

内核使用前边8M的位置，因此需要将前 8M 的内存映射到自已原先的位置。内核页目录放到 0x1000的位置，页表共两个放到0x2000, 0x3000这两页。

#define KERNEL_PAGE_DIR 0x1000   // 内核页目录索引
static u32 KERNEL_PAGE_TABLE[] = {   // // 内核页表索引
    0x2000,
    0x3000,
};

初始化内存映射的代码逻辑和上一篇文章还是类似的，区别是将最后一个页表指向了页目录自身，第0页未做映射为造成空指针访问，缺页异常，便于排错。图片加载失败如图所示，最开始的8M被映射到了前8M的位置(除了第0个页的4k未做映射)。0xfffff000被映射到了0x1000用于页目录的修改，0xffc00000后的两个页映射到了0x2000用于页表的修改。

三、内存映射测试

通过以下代码进行内存映射的测试，代码如下：

void memory_test()
{
    BMB;
    // 将 20 M 0x1400000 内存映射到 64M 0x4000000 的位置
    // 我们还需要一个页表，0x900000
    u32 vaddr = 0x4000000; // 线性地址几乎可以是任意的
    u32 paddr = 0x1400000; // 物理地址必须要确定存在
    u32 table = 0x900000;  // 页表也必须是物理地址
    page_entry_t *pde = get_pde();
    page_entry_t *dentry = &pde[DIDX(vaddr)];
    entry_init(dentry, IDX(table));
    page_entry_t *pte = get_pte(vaddr);
    page_entry_t *tentry = &pte[TIDX(vaddr)];
    entry_init(tentry, IDX(paddr));
    BMB;
    char *ptr = (char *)(0x4000000);
    ptr[0] = 'a';
    BMB;
    entry_init(tentry, IDX(0x1500000));
    flush_tlb(vaddr);
    BMB;
    ptr[2] = 'b';
    BMB;
}

如上所示，在线性地址64M的位置分别写入了a和b，但是实际写入的物理地址在14M和15M的位置。

四、数据结构位图

为了节约内存的使用，我们可以使用位图来标记一些二值 (0/1) 的信息；

typedef struct bitmap_t
{
    u8 *bits;   // 位图缓冲区
    u32 length; // 位图缓冲区长度
    u32 offset; // 位图开始的偏移
} bitmap_t;

// 初始化位图, 全部置为0
void bitmap_init(bitmap_t *map, char *bits, u32 length, u32 offset);
// 构造位图
void bitmap_make(bitmap_t *map, char *bits, u32 length, u32 offset);
// 测试位图的某一位是否为 1
bool bitmap_test(bitmap_t *map, u32 index);
// 设置位图某位的值
void bitmap_set(bitmap_t *map, u32 index, bool value);
// 从位图中得到连续的 count 位，找到连续多个值为0的位置
int bitmap_scan(bitmap_t *map, u32 count);

位图的函数原形如上所示，实现比较简单，不再贴位图实现的代码。

五、内核虚拟内存管理

我们这里使用位图来管理内核使用的内存。通过位图标记了内存哪些页被使用了，哪些页未被使用。前边我们知道内核使用前8M。内核内存布局如下所示：图片加载失败如上，也就是从start_page开始的位置属于内核可用的内存区域。实现如下：

#define KERNEL_MAP_BITS 0x4000   // 内核位图存放的位置
#define KERNEL_MEMORY_SIZE (0x100000 * sizeof(KERNEL_PAGE_TABLE))  // 对1M往后的位置做管理，1M以后属于内核程序
bitmap_t kernel_map;
// 初始化内核虚拟内存位图，需要 8 位对齐
u32 length = (IDX(KERNEL_MEMORY_SIZE) - IDX(MEMORY_BASE)) / 8;
bitmap_init(&kernel_map, (u8 *)KERNEL_MAP_BITS, length, IDX(MEMORY_BASE));
bitmap_scan(&kernel_map, memory_map_pages);   // 物理内存数组占用的两页置为1

// 分配 count 个连续的内核页
u32 alloc_kpage(u32 count)
{
    assert(count > 0);
    u32 vaddr = scan_page(&kernel_map, count);
    LOGK("ALLOC kernel pages 0x%p count %d\n", vaddr, count);
    return vaddr;
}

// 释放 count 个连续的内核页
void free_kpage(u32 vaddr, u32 count)
{
    ASSERT_PAGE(vaddr);
    assert(count > 0);
    reset_page(&kernel_map, vaddr, count);
    LOGK("FREE  kernel pages 0x%p count %d\n", vaddr, count);
}

代码如上：对内核1~8M的内存进行管理，前边两页是物理内存数组占用的直接置1。通过两个函数alloc_kpage 和 free_kpage进行内核页的申请和释放。scan_page和reset_page是从位图中找到连续的页和重置这些页为可用状态。

「真诚赞赏，手留余香」

自制操作系统 - 内核内存映射

内核内存映射