从零写 OS 内核-第五篇：启动分页机制 —— 构建虚拟内存的基石
"段机制只是过渡，分页才是现代操作系统的真正护城河。
今天，我们亲手开启 x86 的分页功能，让内核拥有虚拟内存！"
在上一篇中，我们深入理解了 保护模式与段式内存管理，并亲手实现了从实模式到保护模式的切换。
但你可能已经听说：现代操作系统几乎不用段机制，而是依赖 分页（Paging） 实现内存隔离与虚拟化。
为什么？
因为分页提供了更灵活、更高效的内存管理方式：
✅ 支持非连续物理内存映射为连续虚拟地址
✅ 实现进程间内存隔离（安全！）
✅ 支持按需换页、共享内存、写时复制等高级特性
今天，我们就来在 32 位 x86 保护模式下，启动最基础的分页机制，为后续的内核开发打下坚实基础。
🧱 一、为什么需要分页？段机制不够吗？
段机制虽然能实现内存保护和特权级，但它存在致命缺陷：
| 问题 | 说明 |
|---|---|
| 段必须连续 | 一个段在物理内存中必须是连续的，无法利用碎片内存 |
| 段大小固定 | 段界限一旦设定，难以动态扩展 |
| 切换开销大 | 切换任务需切换整个段描述符表 |
| 硬件支持弱 | 现代 CPU 优化重点在分页，而非分段 |
而分页机制将内存划分为固定大小的 页（Page）（x86 中通常为 4KB），通过 页表（Page Table） 将 虚拟地址 → 物理地址 映射，完美解决上述问题。
💡 Linux、Windows 等现代 OS 都采用"平坦段模型 + 分页"：
所有段都设为0x00000000 ~ 0xFFFFFFFF，段机制"退居二线"，分页扛起内存管理大旗。
🗺️ 二、x86 分页机制原理（32 位）
x86 32 位分页采用 两级页表结构：
- 页目录（Page Directory）：1 个，1024 项，每项 4 字节 → 4KB
- 页表（Page Table）：最多 1024 个，每个 1024 项 → 每个 4KB
🔍 虚拟地址如何翻译？
32 位虚拟地址被划分为三部分：
| 31 22 | 21 12 | 11 0 |
| 页目录索引 | 页表索引 | 页内偏移 |
| (10 bits) | (10 bits) | (12 bits) |
翻译流程：
- CPU 从 CR3 寄存器 读取 页目录基地址（物理地址）
- 用 高 10 位 作为索引，查页目录项 → 得到 页表基地址
- 用 中间 10 位 作为索引，查页表项 → 得到 物理页帧地址
- 拼接 低 12 位偏移 → 最终物理地址
📌 所有地址（页目录、页表、页帧）都是物理地址！
分页开启后，程序员看到的"地址"都是虚拟地址，硬件自动翻译。
📦 三、页表项（PTE）与页目录项（PDE）结构
每个页表项（4 字节）包含：
| 位 | 含义 |
|---|---|
| 0 (P) | 存在位：1=页在内存，0=缺页 |
| 1 (R/W) | 读写位：1=可写，0=只读 |
| 2 (U/S) | 用户/超级用户位：1=用户态可访问，0=仅内核 |
| 3 (PWT) | 页写通（缓存策略） |
| 4 (PCD) | 页缓存禁用 |
| 5 (A) | 访问位（CPU 自动置 1） |
| 6 (D) | 脏位（仅页表项，写时置 1） |
| 7 (PS) | 页大小（仅页目录项）：1=4MB 大页，0=4KB |
| 12-31 | 物理页帧地址高 20 位（4KB 对齐） |
✅ 我们先用最简配置：P=1, R/W=1, U/S=0（内核可读写）
⚙️ 四、实战：开启分页（Identity Mapping）
为简单起见，我们先做 恒等映射（Identity Mapping）：
虚拟地址 = 物理地址（例如：虚拟 0xC0000000 → 物理 0xC0000000）
💡 恒等映射是启动阶段的标准做法，后续可再建立更复杂的映射（如内核高地址映射）。
步骤 1：准备页目录和页表
我们需要：
- 1 个页目录（4KB）
- 若干页表（每 4MB 虚拟地址需 1 个页表）
假设我们只映射前 4MB 内存（足够内核初期使用）：
// 定义在链接脚本指定的区域（如 .bss）
__attribute__((aligned(4096)))
uint32_t page_directory[1024];
__attribute__((aligned(4096)))
uint32_t first_page_table[1024];
🔑
aligned(4096)确保页表/目录 4KB 对齐（x86 强制要求）！
步骤 2：初始化页表（映射 0x00000000 ~ 0x003FFFFF）
// 映射前 4MB（1024 页 × 4KB）
for (int i = 0; i < 1024; i++) {
// 页物理地址 = i * 4096
// 标志：存在(1) + 可写(1<<1)
first_page_table[i] = (i * 4096) | 3;
}
步骤 3：初始化页目录（指向第一个页表）
// 页目录第 0 项指向 first_page_table
// 注意：必须用物理地址！
uint32_t ptable_phys = (uint32_t)first_page_table - KERNEL_VIRTUAL_BASE;
page_directory[0] = ptable_phys | 3;
⚠️ 关键点：
如果你的内核链接在高地址（如0xC0000000），但实际加载在0x100000，
则需计算物理地址：物理 = 虚拟地址 - 虚拟基地址。
步骤 4：加载 CR3 并开启分页
; 假设 page_directory 的物理地址在 eax 中
mov cr3, eax
; 开启分页：设置 CR0.PG = 1
mov eax, cr0
or eax, 0x80000000 ; bit 31 = PG
mov cr0, eax
; 刷新 TLB（可选，但推荐）
jmp $ ; 远跳转刷新流水线
🌟 开启分页后，所有内存访问都经过地址翻译！
🛠️ 五、完整启动流程（保护模式 + 分页）
- 实模式 → 保护模式（设置 GDT，加载 CR0.PE）
- 设置栈，调用 C 代码
- 在 C 中初始化页目录/页表（恒等映射）
- 加载 CR3
- 设置 CR0.PG = 1 → 分页开启！
此时，你的内核已运行在 带虚拟内存的保护模式 下！
⚠️ 六、常见陷阱与注意事项
1. 地址混淆：虚拟 vs 物理
- 页表/目录中存储的必须是物理地址
- 若内核链接在高地址（如
0xC0000000），需手动转换
2. 对齐要求
- 页目录、页表 必须 4KB 对齐
- 使用
__attribute__((aligned(4096)))或链接脚本控制
3. TLB 缓冲
- 修改页表后，需 刷新 TLB（如
invlpg指令，或远跳转） - 否则 CPU 可能使用旧映射
4. 栈位置
- 确保栈所在区域已被映射！否则开启分页后立即崩溃
🌱 七、下一步：更高级的内存布局
恒等映射只是起点。接下来你可以：
| 目标 | 说明 |
|---|---|
| 高半内核映射 | 将内核链接到 0xC0000000 以上，用户空间留低地址 |
| 动态页表管理 | 实现 map_page() / unmap_page() |
| 物理内存管理器 | 跟踪空闲物理页（Bitmap / Buddy System） |
| 缺页中断处理 | 实现按需分配、换页等高级功能 |
📚 这些将是后续
kmalloc、进程管理、文件系统的基础！
💬 写在最后
分页机制看似复杂，
但它正是现代操作系统安全、稳定、高效的基石。
今天你开启的不只是一个 CPU 特性，
而是虚拟内存时代的大门。
🌟 从恒等映射开始，你终将构建属于自己的地址空间。
📬 动手挑战：
尝试在你的内核中开启分页，并打印一个通过虚拟地址访问的变量地址。
欢迎在评论区分享你的实现或遇到的"玄学崩溃"！
👇 下一篇你想看：物理内存管理器（Bitmap 实现），还是 中断与 IDT 实战？
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