操作系统学习17：分页与虚拟内存（VMM）

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承接 lesson16 物理内存探测与分配器（PMM）：已经能按页申请/释放物理内存。
本课目标：让 CPU 按虚拟地址访问内存，用页表把「程序眼里的地址」翻译成「真实的物理页」。

前面章节我们已经实现保护模式、中断、多任务、物理页分配。若没有分页，任务之间仍然共享同一套线性地址，谁都能踩谁的栈；也无法实现「每个进程一套地址空间」「按需换页」「用户态隔离」。虚拟内存是从「能跑」迈向「像真正操作系统」的分水岭。

核心一句话：虚拟地址只是程序看到的地址；CPU 内部的 MMU 依靠页表，把虚拟地址翻译成物理地址。页表放在物理内存里，由操作系统维护；硬件自动查表，软件不用逐条手算。

再强调一句：虚拟内存不是一块额外的硬件内存，只是一套地址翻译机制。
软件（OS）维护页表，规定「这段虚拟地址对应哪段物理内存」；硬件（MMU）每次访存自动查表并访问内存条。

一、为什么需要虚拟内存？

1.1 四个基础概念先分清

概念 含义
物理地址 PA 真正打到内存条上的地址，没有任何翻译
虚拟地址 VA 代码里写出来的地址。开分页前 VA≈PA；开分页后必须经 MMU 翻译
MMU CPU 内的内存管理单元：硬件自动查页表做 VA→PA。CR0.PG=1 开启分页
页 Page 内存按固定大小切块；本课用默认 4KB。地址低 12 位是页内偏移，不查表，直接保留

1.2 没有分页时的三个硬伤

在开启分页之前，保护模式下的「线性地址」几乎等于「物理地址」（平坦段模型下）。内核链接在 0xC200，访问 0xB8000 就是直接写 VGA 显存——简单，但有三个硬伤：

问题 没有分页时 有分页后
隔离 所有代码共享同一地址空间 可给不同进程不同页表
灵活布局 程序必须按物理布局链接 虚拟地址可任意映射到物理页
保护 只能靠段权限粗粒度保护 可按页设置只读 / 用户不可访问

可以把它想成「门牌号 vs 真实房间」：

  • 虚拟地址：程序手里的门牌号（0x40000000）
  • 页表：小区物业的对照表（放在物理内存里）
  • 物理地址：真正住的那一间房（PMM 分配出来的某 0x00xxxxxx 页）
  • CR3：当前这套对照表的「根」——页目录的物理基址；换 CR3 = 换地址空间

CPU 每次访存都会自动查这张表；查不到或权限不够，就触发缺页异常 #PF（本课尚未安装处理程序，非法访问会直接挂掉——这也是为什么开分页前必须先把内核自己映射好）。

二、本课在整条学习链中的位置

引导 / 保护模式 → IDT/PIC → 多任务 → PMM(物理页) → ★ VMM(页表) → kmalloc → 用户态/系统调用
     lesson12-13      14        15         16              17           18+
  • lesson16：回答「哪一页物理内存空闲？」→ pmm_alloc_page / pmm_free_page
  • lesson17：回答「这个虚拟地址对应哪一页物理内存？」→ 页目录 + 页表 + CR0.PG

二者分工明确：PMM 管货架上的货物，VMM 管货架编号怎么贴到商品上。

三、x86 32 位分页：二级页表长什么样？

x86 有多套分页体系（32 位经典二级页表、PAE、x86-64 四级页表）。本课只做最经典的 32 位保护模式分页；后面第 3.7 节用几段话拓展 PAE / 64 位，便于对照现代内核。

Intel 在 32 位保护模式下默认使用 4KB 页 + 两级页表。

3.1 一张图看懂翻译过程

32 位虚拟地址拆成三段（10 + 10 + 12 = 32）：

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文字版流程：

虚拟地址 → 查页目录(CR3) → 查页表 → 物理页框基址 + 页内偏移 → 物理地址
  • 页目录（Page Directory）：正好一页，1024 × 4 = 4096 字节，一张覆盖完整 4GB 虚拟空间
  • 每个 PDE 指向一张页表；每张页表再管 1024 个 4KB 页
  • 一张页表覆盖：1024 × 4KB = 4MB 虚拟地址空间
  • 操作系统不会一次性建满全部页表：用到哪一块虚拟地址，才新建对应页表（按需分配）——本课 vmm_get_or_create_pt 就是这么干的

本课代码里的拆分宏与硬件一致：

#define PDE_INDEX(v)  (((uint32_t)(v) >> 22) & 0x3FFu)  /* 高 10 位 */
#define PTE_INDEX(v)  (((uint32_t)(v) >> 12) & 0x3FFu)  /* 中 10 位 */

页内偏移不进页表，直接拼到物理页基址后面：

物理地址 = (PTE 中的物理页帧号 << 12) | (virt & 0xFFF)

3.2 PDE / PTE 是什么？

先把名字拆开：

缩写 全称 所在位置 指向谁
PDE Page Directory Entry（页目录项） 页目录里的一项 一张页表的物理基址
PTE Page Table Entry（页表项） 某张页表里的一项 一页数据/代码的物理基址

可以记成两级「目录」：

CR3 ──► 页目录（一张表，1024 个 PDE）
              │
              │ 每个 PDE「登记」一张页表
              ▼
         页表（一张表，1024 个 PTE）
              │
              │ 每个 PTE「登记」一个 4KB 物理页
              ▼
         物理页（真正的代码、数据、栈……）

角色差异（很重要）：

  • PDE 管的是「这一段 4MB 虚拟窗口有没有页表、页表在哪、这一级权限如何」。
  • PTE 管的是「某一个 4KB 虚拟页映射到哪块物理内存、这一页能不能写、用户能不能碰」。
  • CPU 查表时两级都要 Present=1；任一级为 0，该虚拟地址就未映射，访问触发 #PF。
  • 本课代码里：创建页表时写 PDE（vmm_get_or_create_pt），建立映射时写 PTE（vmm_map_page）。

页目录、页表本身也各占一页物理内存（4KB），这些页同样由 PMM 分配出来。

3.3 PDE / PTE 的 32 位长什么样？

在「4KB 页、非 PAE」模式下，PDE 和 PTE 的位布局几乎相同：都是一个 uint32_t。

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为什么高 20、低 12 这样切？

  • 物理页必须 4KB 对齐 → 地址低 12 位恒为 0 → 空出来给硬件当标志位。
  • 代码里用 addr & PAGE_MASK（即 & ~0xFFF）取出基址，用 addr | flags 写回整项。

本课实际用到的标志（vmm.h）：

位 掩码 宏 在 PDE 上的含义 在 PTE 上的含义
0 0x001 PAGE_PRESENT 该 PDE 有效，指向的页表存在 该虚拟页已映射到物理页
1 0x002 PAGE_WRITE 页表页可写（内核要改 PTE） 这一页数据可写
2 0x004 PAGE_USER 用户态可否「用这张页表」 用户态可否访问这一页

补充说明（本课未操作，但读手册时会遇到）：

位 名 说明
5 A CPU 读过该表项后自动置 1；换页算法可用来找「冷页」
6 D (Dirty) 主要对 PTE 有意义：该物理页被写过则置 1；换出时可判断要不要写回磁盘
7 PS 若在 PDE 上置 1，可表示 4MB 大页（跳过页表）；本课始终为 0，走标准二级页表
8 G Global：换 CR3 时尽量保留 TLB；常用于内核永久映射
9–11 AVL 操作系统可自由使用的位

权限是逐级收紧的：若 PDE 没有 USER，即使 PTE 写了 USER，用户态仍进不去这一段。本课内核映射两者都不加 PAGE_USER。

写表项时在代码里长什么样：

/* 挂页表：PDE = 页表物理基址 | 标志 */
pd[pd_idx] = ((uint32_t)pt) | PAGE_PRESENT | PAGE_WRITE;

/* 建映射：PTE = 数据页物理基址 | 标志 */
pt[pt_idx] = phys | (flags & 0xFFFu) | PAGE_PRESENT;

读回基址时务必掩掉标志：

pt = (uint32_t*)(pd[pd_idx] & PAGE_MASK);   /* 不要直接把带标志的 PDE 当指针 */

3.4 硬件 MMU 自动走表：完整步骤

MMU 硬件自动完成，软件不用逐条转换。以演示地址附近为例（便于和第六节、main.c 对照）：

虚拟地址 0x4000AABC
├─ bit31..22 = 0x100  → PDE 索引 = 256
├─ bit21..12 = 0x00A  → PTE 索引 = 10
└─ bit11..0  = 0xABC  → 页内偏移 = 0xABC
步骤 硬件做什么
1 拿到 32 位虚拟地址 VA（Virtual Address）
2 取高 10 位，去 CR3 指向的页目录读一条 PDE；PDE 高 20 位 = 页表的物理基址；若 P=0 → #PF（Page Fault，缺页异常）
3 取中间 10 位，去该页表读一条 PTE；PTE 高 20 位 = 物理页框基址；若 P=0 → #PF
4 取低 12 位页内偏移
5 PA（Physical Address，物理地址）= PTE 页框基址 + 页内偏移，用 PA 访问内存

若 vmm_map_page(0x4000AABC, 0x00145000, P|W)（函数会页对齐到 0x4000A000，PTE 索引为 0xA），则：

PDE[0x100] = (某页表地址) | P | W
PTE[0xA]   = 0x00145000 | P | W
访问 0x4000AABC 实际落到物理 0x00145ABC
（= 页框基址 0x00145000 + 页内偏移 0xABC）

「某页表地址」没有写成具体常量：首次映射该 4MB 窗口时，vmm_get_or_create_pt 会 pmm_alloc_page() 拿一页当页表，物理地址取决于当时空闲页，每次启动可能不同。PDE 里记的是这张页表的物理基址；PTE 里的 0x00145000 才是数据页（本例为便于演算而假定的固定值）。

3.5 控制寄存器：CR3 与 CR0.PG

寄存器 作用
CR3 存放当前页目录的物理基址（不是虚拟地址！）切换进程 = 改写 CR3，换上该进程的页目录
CR0.PG（bit31） 置 1 后，CPU 所有线性地址都走页表翻译

⚠️ CR3 永远存物理地址。 MMU 查页表时不会再用「虚拟地址去找页目录」——否则还没建好映射就陷入鸡生蛋问题。写自制 OS 时把虚拟地址误写进 CR3，是极常见的坑。

开启分页的标准三步（本课 vmm_init）：

  1. 在内存里建好页目录 / 页表（此时尚未开分页，仍按物理地址访问）
  2. mov cr3, page_directory_phys
  3. mov cr0, cr0 | 0x80000000（置 PG 位）

对应汇编封装在 utilities.s：read_cr0 / write_cr0 / read_cr3 / write_cr3。

3.6 TLB：为什么改页表还要 invlpg？

若每次访存都走 2 次（32 位）乃至 4 次（64 位）内存查表，会极慢。CPU 内置 TLB（Translation Lookaside Buffer，快表），缓存「虚拟页 → 物理页」的结果：

  • TLB 命中：直接得到物理地址，不用再访存查页表
  • TLB 未命中：走完整页表查询，并把新映射写入 TLB

因此写内核时务必记住：

  • 修改 PTE / PDE 之后，旧翻译可能还在 TLB 里 → 必须 invlpg [addr] 让该虚拟页的缓存失效
  • 更换整个 CR3 时，多数实现会刷新非 Global 的 TLB 项
  • 漏刷 TLB 的典型症状：unmap 后仍能读到旧数据，或改映射后访问的还是旧物理页

本课在 vmm_map_page / vmm_unmap_page 里，仅当 paging_enabled 后才调用 invlpg。

3.7 拓展：PAE 与 x86-64 四级页表（本课不实现）

本课只跑 32 位二级页表；下面对照一下现代内核常见的结构，原理仍是「多级索引 + 页内偏移」。

PAE（Physical Address Extension）：虚拟地址仍是 32 位，但多一层「页目录指针表」，物理地址可到 36 位（约 64GB）。很多老教程会略过。

x86-64 长模式：默认仍用 4KB 页；实际用低 48 位虚拟地址（高 16 位必须符号扩展），拆成四级（每级 9 bit）+ 12 bit 偏移：

47..39  PML4 索引  → CR3 指向 PML4 表的物理基址
38..30  PDPT 索引
29..21  PD   索引
20..12  PT   索引
11..0   页内偏移

流程：CR3 → PML4E → PDPTE → PDE → PTE → 物理页 + 偏移。每张表 512 项 × 8 字节 = 4KB。也可开 2MB / 1GB 大页，跳过后面一层或两层查表。

对本课而言：先把 10+10+12 的二级翻译吃透即可；以后上 64 位只是「层数变多、每项变宽」。

四、恒等映射：开分页时最容易踩的坑

4.1 问题

假设内核代码跑在物理地址 0xC200，指令指针 EIP 也是 0xC200。你突然打开 CR0.PG，但页表里没有把虚拟 0xC200 映射到物理 0xC200——下一条取指立刻缺页，系统当场三重故障重启。

显存 0xB8000、栈、PMM 位图同理：凡是开分页瞬间还要碰的地址，都必须事先在页表里有合法映射。

4.2 本课策略：Identity Mapping

恒等映射（Identity Mapping）：对一段物理区间，令 虚拟地址 == 物理地址。

virt 0x00000000  →  phys 0x00000000
virt 0x00001000  →  phys 0x00001000
...
virt 0x00FFF000  →  phys 0x00FFF000

本课恒等映射前 16MB（VMM_IDENTITY_END = 0x01000000），足够覆盖：

  • 低端 BIOS / 引导残留区
  • 内核（链接于 0xC200）
  • VGA 文本显存 0xB8000
  • PMM 位图及演示用到的物理页（first-fit 通常从低址空闲区分配）

开启分页后，原有指针、函数地址、print_str 写显存一行代码都不用改——这是学习阶段最稳妥的切页方式。

真实内核常见另一种布局：高半核（Higher Half），把内核映到 0xC0000000 以上，低端留给用户态。那是下一阶段的重构，本课先把机制跑通。

4.3 恒等映射要占用多少页表？

16MB ÷ 4MB/页表 = 4 张页表 + 1 张页目录 ≈ 5 个物理页，全部向 PMM 申请。
vmm_map_page 在发现对应 PDE 不存在时，会自动 pmm_alloc_page() 新建页表并清零。

五、本课代码结构

文件 职责
kernel/pmm.h / pmm.c 物理页位图分配器（lesson16 原样承接）
kernel/vmm.h / vmm.c 页目录、映射 API、开分页（本课核心）
kernel/utilities.s CR0/CR3/invlpg 及原有打印/键盘
kernel/main.c 初始化顺序 + 映射冒烟测试
boot/loader.s E820 探测 + 进保护模式（与 16 课相同）

调用关系总览：

kernel_main
  ├─ pmm_init(...)
  ├─ vmm_init()
  │    ├─ pmm_alloc_page()              → 页目录
  │    ├─ vmm_map_page(addr, addr, ...) → 恒等映射循环
  │    │    └─ vmm_get_or_create_pt()   → 按需分配页表
  │    ├─ write_cr3(PD)
  │    └─ write_cr0(cr0 | PG)
  └─ Map Demo
       ├─ pmm_alloc_page()
       ├─ vmm_map_page(0x40000000, phys, ...)
       ├─ vmm_virt_to_phys / 虚写实读
       ├─ vmm_unmap_page
       └─ pmm_free_page

六、源码解析

下面按「头文件 → 建表 → 映射 API → 开分页 → 汇编辅助 → 入口演示」把关键实现拆开看。概念对应第三节、第四节；读代码时建议对照 kernel/vmm.c。

6.1 vmm.h：标志位、地址拆分与对外 API

#define PAGE_PRESENT    0x001   /* P：页在内存中 */
#define PAGE_WRITE      0x002   /* R/W：可写 */
#define PAGE_USER       0x004   /* U/S：用户态可访问（本课不用） */

#define VMM_IDENTITY_END 0x01000000u   /* 恒等映射上界：16MB */

#define PDE_INDEX(v)  (((uint32_t)(v) >> 22) & 0x3FFu)
#define PTE_INDEX(v)  (((uint32_t)(v) >> 12) & 0x3FFu)
#define PAGE_ALIGN_DOWN(a) ((uint32_t)(a) & PAGE_MASK)
  • PAGE_* 直接对应 PTE/PDE 低 12 位里的硬件标志，和 Intel 手册一致。
  • PDE_INDEX / PTE_INDEX 就是第三节那张「高 10 / 中 10 / 低 12」拆分的代码版。
  • VMM_IDENTITY_END 改大要多耗页表页；改小则演示用的物理页可能落在未映射区，开分页后访问会炸。

全局状态：

typedef struct {
    uint32_t* page_directory;   /* 页目录物理基址（恒等映射下可当指针） */
    uint32_t  identity_end;
    int       paging_enabled;   /* 决定 map/unmap 要不要 invlpg */
} vmm_manager_t;

paging_enabled 很关键：建恒等映射时分页尚未打开，改 PTE 不必刷 TLB；打开 PG 之后每次改表都必须 invlpg。

对外四个接口：

int  vmm_init(void);
int  vmm_map_page(uint32_t virt, uint32_t phys, uint32_t flags);
void vmm_unmap_page(uint32_t virt);
uint32_t vmm_virt_to_phys(uint32_t virt);

vmm_virt_to_phys 只读页表、不访问目标虚拟地址，因此 unmap 之后仍可安全用来确认「已无映射」。

6.2 page_zero：新页表必须先清零

static void page_zero(void* page)
{
    uint32_t* p = (uint32_t*)page;
    uint32_t i;
    for (i = 0; i < PAGE_SIZE / sizeof(uint32_t); i++)
        p[i] = 0;
}

PMM 交出的物理页内容是未定义的。若不清零就挂进页目录，某些项可能碰巧 Present=1，开分页后 CPU 会当成合法映射——轻则读写到错误物理页，重则三重故障。页目录、每一张新页表在挂接前都要走这一步。

6.3 vmm_get_or_create_pt：按需创建页表

这是整棵页表「懒分配」的核心：一张页表管 4MB，只有真正要映射某个地址时才为对应 PDE 建表。

static uint32_t* vmm_get_or_create_pt(uint32_t virt)
{
    uint32_t pd_idx = PDE_INDEX(virt);
    uint32_t* pd = vmm.page_directory;
    uint32_t* pt;

    if (pd[pd_idx] & PAGE_PRESENT) {
        /* 已有页表：PDE 低 12 位是标志，用 PAGE_MASK 取出物理基址 */
        return (uint32_t*)(pd[pd_idx] & PAGE_MASK);
    }

    pt = (uint32_t*)pmm_alloc_page();   /* 向 PMM 要一页当页表 */
    page_zero(pt);
    /* 挂到页目录：Present|Write，不加 USER */
    pd[pd_idx] = ((uint32_t)pt) | PAGE_PRESENT | PAGE_WRITE;
    return pt;
}

要点：

  1. pd[pd_idx] & PAGE_MASK：PDE 里高 20 位才是页帧号，低 12 位是 P/R/W/U 等标志，必须掩掉才能当指针用。
  2. 把物理地址当 C 指针解引用：依赖「尚未开分页」或「该物理页已落在恒等映射区」。本课两种情况都满足。
  3. 恒等映射 16MB 时，会依次创建 PDE[0]…PDE[3] 共 4 张页表；映射 0x40000000 时再创建 PDE[0x100]（因为 0x40000000 >> 22 = 0x100）。

6.4 vmm_map_page：写 PTE + 条件刷 TLB

int vmm_map_page(uint32_t virt, uint32_t phys, uint32_t flags)
{
    uint32_t* pt;
    uint32_t pt_idx;

    virt = PAGE_ALIGN_DOWN(virt);   /* 页表只管页帧，偏移丢掉 */
    phys = PAGE_ALIGN_DOWN(phys);

    pt = vmm_get_or_create_pt(virt);
    if (pt == 0)
        return -1;

    pt_idx = PTE_INDEX(virt);
    /* 强制 Present：没 P 位对 CPU 等于没映射 */
    pt[pt_idx] = phys | (flags & 0xFFFu) | PAGE_PRESENT;

    if (vmm.paging_enabled)
        invlpg((void*)virt);

    return 0;
}
步骤 含义
对齐 0x40000ABC 与 0x40000000 进同一 PTE
flags & 0xFFF 只保留低 12 位属性，防止调用方误把地址写进标志区
| PAGE_PRESENT 即使调用方忘了带 P 位，映射仍对硬件生效
invlpg 仅 PG=1 后需要；避免 TLB 继续用旧翻译

当前实现允许覆盖已有 PTE（直接改写）。若以后要做「禁止重复 map」，可在写之前检查 pt[pt_idx] & PAGE_PRESENT。

6.5 vmm_unmap_page：只摘门牌，不拆房子

void vmm_unmap_page(uint32_t virt)
{
    virt = PAGE_ALIGN_DOWN(virt);
    /* ... 若 PDE 不存在则直接返回 ... */

    pt = (uint32_t*)(pd[pd_idx] & PAGE_MASK);
    pt[pt_idx] = 0;    /* Present=0 → 再访问将 #PF */

    if (vmm.paging_enabled)
        invlpg((void*)virt);
}
  • 清零 PTE ≠ pmm_free_page。虚拟映射和物理页生命周期分离，和 Linux 里 unmap / free 分层是同一思路。
  • main 里先 unmap 再 pmm_free_page，顺序不能反：若先释放物理页却仍映射着，别的分配可能拿到同一页，造成别名写坏。

6.6 vmm_virt_to_phys：软件版「走页表」

uint32_t vmm_virt_to_phys(uint32_t virt)
{
    uint32_t offset = virt & (PAGE_SIZE - 1);  /* 保住页内偏移 */
    virt = PAGE_ALIGN_DOWN(virt);

    if (!(pd[pd_idx] & PAGE_PRESENT)) return 0;
    pt = (uint32_t*)(pd[pd_idx] & PAGE_MASK);
    if (!(pt[pt_idx] & PAGE_PRESENT)) return 0;

    return (pt[pt_idx] & PAGE_MASK) | offset;
}

与 CPU 硬件翻译路径一致，但不会对 virt 做 load/store，因此：

  • unmap 后调用返回 0 → 测试通过；
  • 若写成 return *(uint32_t*)virt，unmap 后会直接缺页崩溃。

6.7 vmm_init：恒等映射并打开 PG

int vmm_init(void)
{
    /* 1. 分配并清零页目录 */
    vmm.page_directory = (uint32_t*)pmm_alloc_page();
    page_zero(vmm.page_directory);

    /* 2. [0, 16MB) 恒等映射：virt == phys */
    for (addr = 0; addr < VMM_IDENTITY_END; addr += PAGE_SIZE)
        vmm_map_page(addr, addr, PAGE_PRESENT | PAGE_WRITE);

    /* 3. 先 CR3，再置 CR0.PG —— 顺序不能反 */
    write_cr3((uint32_t)vmm.page_directory);
    cr0 = read_cr0() | 0x80000000u;
    write_cr0(cr0);
    vmm.paging_enabled = 1;
    /* ... 打印 PD / identity / CR0 ... */
}

三步各自对应第四节的坑：

  1. 没有页目录，后面无处挂页表；
  2. 没有恒等映射就开 PG → 下一条取指缺页；
  3. 先置 PG 再写 CR3 → MMU 用错误的页目录基址翻译。

write_cr0 返回后，CPU 已按页表工作，但因为恒等映射，C 代码里的指针数值不用改。

6.8 utilities.s：CR0 / CR3 / invlpg

C 无法直接读写控制寄存器，由汇编提供 cdecl 封装：

read_cr0:
    MOV  EAX, CR0
    RET

write_cr0:
    MOV  EAX, [ESP + 4]    ; 第一个参数
    MOV  CR0, EAX
    RET

write_cr3:
    MOV  EAX, [ESP + 4]
    MOV  CR3, EAX
    RET

invlpg:
    MOV  EAX, [ESP + 4]    ; 虚拟地址指针
    INVLPG [EAX]           ; 使该线性地址对应的 TLB 项失效
    RET

INVLPG 的操作数是内存寻址形式，所以传入的是地址值，再 [EAX] 访问；这与「刷某一个虚拟页的翻译缓存」语义一致。换整个地址空间时应写 CR3（本课单页表，尚未做进程切换）。

6.9 main.c：串起 PMM 与 VMM 的冒烟测试

入口顺序是硬约束：

pmm_init(ards, ards_count, (uint32_t)kernel_end);  /* 先有物理页 */
if (vmm_init() != 0) { /* ... */ }                 /* 再开分页 */

演示区刻意避开恒等窗口：

#define DEMO_VIRT  0x40000000u   /* PDE = 0x100，不在前 4 张恒等页表里 */
#define DEMO_MAGIC 0x4C313756u

phys_page = pmm_alloc_page();
vmm_map_page(DEMO_VIRT, (uint32_t)phys_page, PAGE_PRESENT | PAGE_WRITE);

via_virt = (volatile uint32_t*)DEMO_VIRT;     /* 走新映射 */
via_phys = (volatile uint32_t*)phys_page;     /* 走恒等映射 */
*via_virt = DEMO_MAGIC;
/* 读 *via_phys，应等于 DEMO_MAGIC */

vmm_unmap_page(DEMO_VIRT);
/* vmm_virt_to_phys(DEMO_VIRT) == 0 */
pmm_free_page(phys_page);

手算一下 DEMO_VIRT 的索引，便于和 Bochs 里的页表对照：

0x40000000
  PDE_INDEX = 0x40000000 >> 22 = 0x100 (256)
  PTE_INDEX = (0x40000000 >> 12) & 0x3FF = 0
  offset    = 0

也就是说：演示会让 vmm_get_or_create_pt 再分配第 5 张页表，专门覆盖 1GB ~ 1GB+4MB 这扇窗口，其中第 0 项指向刚申请的物理页。

volatile 不能省：否则编译器可能认为「写 via_virt 与读 via_phys 无关」而优化掉其中一次访存，冒烟测试就失真了。

七、演示在证明什么？

把上一节 main.c 的步骤概括成「要证明的命题」：

  1. phys_page = pmm_alloc_page() —— 拿到一页真实物理内存（地址落在恒等区内，故仍可用「物理指针」直接访问）
  2. vmm_map_page(DEMO_VIRT, phys, PRESENT|WRITE) —— 在页表中建立「门牌 → 房间」
  3. vmm_virt_to_phys(DEMO_VIRT) —— 软件查表，应等于 phys
  4. *via_virt = DEMO_MAGIC —— 只通过虚拟地址写入
  5. 读 *via_phys —— 只通过物理地址（恒等映射）读回，应得到同一魔法数
  6. vmm_unmap_page 后再 vmm_virt_to_phys，应得到 0

若第 5 步成功，说明：

  • 分页确实已打开（否则 0x40000000 会落到错误的物理位置或直接异常）
  • PTE 填写正确
  • TLB 与访存路径工作正常

这是比「打印 CR0」更硬的证据：同一块物理页，被两套地址指着。

八、和「段机制」是什么关系？

容易混淆的一点：保护模式里其实有两层地址变换：

逻辑地址 (选件子:偏移)
    ──段机制──► 线性地址
    ──分页──► 物理地址

本系列从 lesson12 起使用平坦段（基址 0、限长 4GB），因此：

  • 段机制几乎「透明」：逻辑地址 ≈ 线性地址
  • 本课开启的分页，是在线性地址 → 物理地址这一层动手

以后做用户态时，仍然主要靠分页做隔离；段更多用于 CS/SS 的 DPL、调用门等权限语义。

九、操作系统在软件侧做什么？

MMU 只负责硬件翻译；页表内容完全由内核维护。对照本课与后续课：

软件职责 含义 本课 / 后续
建地址空间 分配一页作页目录，填写初始 CR3 本课 vmm_init（单页表）
建立映射 分配物理页框，填写 PDE/PTE 本课 vmm_map_page
拆除映射 清空对应 PTE，再决定是否 pmm_free 本课 vmm_unmap_page
缺页 #PF 访问未映射地址时分配/换入并填表后返回 后续课
权限控制 改 R/W、U/S，实现只读、用户不可碰内核页 标志已定义，本课内核映射不加 USER
进程隔离 每进程一份页目录，调度时切换 CR3 后续多进程
交换 swap 物理页写到磁盘，PTE 置不存在；再访问时缺页装回 更后面

把本课当成「分页最小可运行子集」即可：机制齐了，策略以后再加。

十、常见误区（写 OS 极易踩坑）

误区 正确理解
❌ CR3 存虚拟地址 ✅ CR3 一定存物理地址；MMU 不会用虚拟地址去找页目录
❌ 开分页后内核指针都是物理地址 ✅ 开分页后内核代码本身也跑在虚拟地址上；本课靠恒等映射让「数值碰巧等于物理地址」
❌ 改完页表立刻一定生效 ✅ 必须刷新 TLB（invlpg / 换 CR3），否则 CPU 可能继续用旧映射
❌ VA 与 PA 必须一一固定对应 ✅ 映射完全由页表决定：多 VA 可映同一物理页（共享）；物理页也可以暂时不映任何 VA；同一 VA 在不同进程（不同 CR3）可对应完全不同的 PA

其它注意点：

主题 说明
缺页异常 #PF 未映射或权限错误时 CPU 推错误码并跳向量 14。本课未注册处理，访问未映射页会崩
用户态映射 PAGE_USER 已定义但未使用；Ring3 进程需要单独页表 + 该标志
递归页表 / 自映射 Linux 等用巧妙技巧让内核用虚拟地址改页表；本课在恒等区直接当物理指针改

十一、构建与运行

依赖与前几课相同：../env 交叉工具链、../tools 下的 nasm / Bochs。

cd lesson17
make
make install
make run

预期输出（要点）

Lesson17: Virtual Memory Manager (VMM)
=== PMM Init ===
PMM state: ...
=== VMM Init ===
VMM: paging ON  PD=0x........  identity=0..0x01000000  CR0=0x........
=== Map Demo ===
phys page: 0x........
virt 0x40000000 -> phys 0x........
write via virt, read via phys: 0x4C313756  OK
after unmap, translate: 0x00000000  (unmapped OK)
Done. Free pages: ...

关注三点：

  1. CR0 最高位为 1（即值 ≥ 0x80000000），说明 PG 已开
  2. virt -> phys 与分配出的物理页一致
  3. 读写校验打印 OK，unmap 后翻译为 0

调试提示

  • Bochs 里可看 creg / page 相关命令，确认 CR3 与页表内容
  • 若开分页后花屏或重启：优先怀疑恒等映射范围不够，或页目录/页表物理页未清零导致脏 PDE
  • invlpg 漏掉时，常见症状是「unmap 后仍能读到旧数据」（TLB 未失效）

在这里插入图片描述

十二、小结

虚拟内存不是额外硬件，只是地址翻译。
OS 维护放在物理内存里的页表；MMU 每次访存自动查表；CR3 指向当前页表树的根（物理地址），换 CR3 就是换地址空间。

本课完成了自制 OS 内存管理的「下半场入口」：

  • 分清了 PA / VA / MMU / 页，以及虚拟地址如何经页目录 → 页表 → 物理页翻译
  • 用恒等映射安全地打开了 CR0.PG，并知道改表后必须刷 TLB
  • 实现了可复用的 map / unmap / 软件翻译接口
  • 用「一虚一实两个指针指向同一页」证明分页真实生效

参考

  • 《自己动手写操作系统》 / 《30 天自制操作系统》中与分页、内存管理相关章节
  • Intel SDM Vol.3：Paging（32 位二级页表 / PAE / IA-32e 四级页表）
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