JOS虚拟内存布局

lab通关记录

MIT-6.828实验通关记录

如何在 JOS 中使用分页（和段）

• 仅使用段来将权限级别切换到/切换出内核
• 使用分页来构建进程地址空间
• 使用分页来限制进程内存访问它自己的地址空间
• 下面是 JOS 虚拟内存映射
• 为什么同时映射内核和当前进程？为什么不是每个 4GB？这与 xv6 相比如何？
• 为什么内核在顶部？
• 为什么将所有物理内存映射到顶部？即为什么多重映射？
• （稍后将讨论 UVPT…）
• 我们如何为不同的进程切换映射？

   4 Gig -------->  +------------------------------+
                    |                              | RW/--
                    ~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~
                    :              .               :
                    :              .               :
                    :              .               :
                    |~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~| RW/--
                    |                              | RW/--
                    |   Remapped Physical Memory   | RW/--
                    |                              | RW/--
   KERNBASE, ---->  +------------------------------+ 0xf0000000      --+
   KSTACKTOP        |     CPU0's Kernel Stack      | RW/--  KSTKSIZE   |
                    | - - - - - - - - - - - - - - -|                   |
                    |      Invalid Memory (*)      | --/--  KSTKGAP    |
                    +------------------------------+                   |
                    |     CPU1's Kernel Stack      | RW/--  KSTKSIZE   |
                    | - - - - - - - - - - - - - - -|                 PTSIZE
                    |      Invalid Memory (*)      | --/--  KSTKGAP    |
                    +------------------------------+                   |
                    :              .               :                   |
                    :              .               :                   |
   MMIOLIM ------>  +------------------------------+ 0xefc00000      --+
                    |       Memory-mapped I/O      | RW/--  PTSIZE
ULIM, MMIOBASE -->  +------------------------------+ 0xef800000
                    |  Cur. Page Table (User R-)   | R-/R-  PTSIZE
   UVPT      ---->  +------------------------------+ 0xef400000
                    |          RO PAGES            | R-/R-  PTSIZE
   UPAGES    ---->  +------------------------------+ 0xef000000
                    |           RO ENVS            | R-/R-  PTSIZE
UTOP,UENVS ------>  +------------------------------+ 0xeec00000
UXSTACKTOP -/       |     User Exception Stack     | RW/RW  PGSIZE
                    +------------------------------+ 0xeebff000
                    |       Empty Memory (*)       | --/--  PGSIZE
   USTACKTOP  --->  +------------------------------+ 0xeebfe000
                    |      Normal User Stack       | RW/RW  PGSIZE
                    +------------------------------+ 0xeebfd000
                    |                              |
                    |                              |
                    ~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~
                    .                              .
                    .                              .
                    .                              .
                    |~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~|
                    |     Program Data & Heap      |
   UTEXT -------->  +------------------------------+ 0x00800000
   PFTEMP ------->  |       Empty Memory (*)       |        PTSIZE
                    |                              |
   UTEMP -------->  +------------------------------+ 0x00400000      --+
                    |       Empty Memory (*)       |                   |
                    | - - - - - - - - - - - - - - -|                   |
                    |  User STAB Data (optional)   |                 PTSIZE
   USTABDATA ----> +------------------------------+ 0x00200000 |
                    | 空内存 (*) | |
   0 ------------> +------------------------------+ --+

UVPT和UVPD

我们有一个很好的页表概念模型，它是一个 2^20 条目的数组，我们可以用物理页号索引。x86 2 级分页方案打破了这一点，将巨型页表分成许多页表和一个页目录。我们想以某种方式取回巨大的概念页表——JOS 中的进程将查看它以弄清楚它们的地址空间中发生了什么。但是具体怎么做呢？

幸运的是，分页硬件非常适合这一点——将一组碎片页面放在一个连续的地址空间中。事实证明，我们已经有一个表，其中包含指向所有碎片页表的指针：就是页目录！

因此，我们可以使用页目录作为页表 ，在虚拟地址空间中某个连续的 2^22 字节范围内映射我们概念上的巨型 2^22 字节页表（由 1024 个页面表示）。我们可以通过将 PDE 条目标记为只读来确保用户进程不能修改他们的页表。

问题：我们是否也需要创建单独的 UVPD 映射？

---

更详细的理解这个设计：

记住 X86 如何将虚拟地址转换为物理地址：

CR3 指向页目录。地址的 PDX 部分索引到页目录中，为您提供一个页表。PTX 部分索引到页表中为您提供一个页面，然后您添加低位。

但是处理器没有页目录、页表和页不是普通内存的概念。所以没有什么说内存中的特定页面不能同时用作其中的两个或三个。处理器只跟随指针： 页目录 = lcr3(); 页表 =* (pd+4*PDX); 页 = *(pt+4 * PTX); //注：10位有1024个entry，每个entry4B，每页4KB大小

从图表上看，它从 CR3 开始，沿着三个箭头，然后停止。

如果我们将一个指针放入页面目录中，该指针指向索引 V 处的自身，如

然后当我们尝试转换一个 PDX 和 PTX 等于 V 的虚拟地址时，跟随三个箭头将我们留在页目录。这样虚拟页面就会转换为保存页面目录的物理页面。在Jos中，V是0x3BD，所以UVPD的虚拟地址是(0x3BD<<22)|(0x3BD<<12)。

现在，如果我们尝试使用 PDX = V 但任意 PTX != V 来转换虚拟地址，那么跟随来自 CR3 的三个箭头结束比通常早一个级别（而不是最后一种情况中的两个），也就是说页表。因此，PDX=V 的一组虚拟页面形成了一个 4MB 的区域，其页面内容，就处理器而言，就是页表本身。在 Jos 中，V 是 0x3BD，因此 UVPT 的虚拟地址是 (0x3BD<<22)。

因此，由于我们巧妙地插入了页目录中的“无操作”箭头，我们已将用作页目录和页表（通常实际上是不可见的）的页映射到虚拟地址空间中。

注：简单介绍一下这个机制：看页目录那个“回头”的箭头。你会发现“页目录”的中间部分才是真正的页目录，剩下的部分根据第一个页目录entry跳转到头，也是第一个页表的位置。实验中虚拟布局总共整个”页表“大小约定为4MB，你将会在实验代码中看到第一个页目录entry的设置。

然后我们再看偏移。JOS采用了偏移的方式进行找到页目录和页表的物理地址。

这里的0x3BD<<12就是”页目录“,也就是第一个页表的物理地址，(0x3BD<<12)|(0x3BD)是页目录的物理地址。

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