Windows

分页机制（10-10-12）

参考文章：https://github.com/0voice/kernel_memory_management/blob/main/%E2%9C%8D%20%E6%96%87%E7%AB%A0/%E4%B8%80%E6%96%87%E5%B8%A6%E4%BD%A0%E4%BA%86%E8%A7%A3%EF%BC%8C%E8%99%9A%E6%8B%9F%E5%86%85%E5%AD%98%E3%80%81%E5%86%85%E5%AD%98%E5%88%86%E9%A1%B5%E3%80%81%E5%88%86%E6%AE%B5%E3%80%81%E6%AE%B5%E9%A1%B5%E5%BC%8F%E5%86%85%E5%AD%98%E7%AE%A1%E7%90%86.md

为什么要用分页机制？

因为分段机制效率低，是为了解决分段粒度大，因为段需要整段的加载进内存以及整段换出，造成内存碎片大，不易于管理，虽然可以通过将段置换出磁盘再加载的方式减少碎片，但是效率实在太低

分页管理通过划分物理空间为一块块固定大小的页与之对应，能够将程序分割成一页一页加载进内存，提升了内存的利用率

所以引入了分页机制. 分页功能从总体上来说, 是用长度固定的页来代替长度不一定的段, 藉此解决因段长度不同而带来的内存空间管理问题.

分页机制工作原理

控制寄存器

CR（Control Register）控制寄存器，这些寄存器只能在0环使用

寄存器名称 描述
CR0 包含处理器标志控制位，例如PE,PG,WP等
CR1 保留
CR2 专门用于保存缺页异常时的线性地址
CR3 保存进程页目录地址，切换进程用
CR4 扩展功能（如判断物理地址扩展模式等），Pentium系列（包括486的后期版本）处理器中才实现

CR0寄存器：

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PE：启用保护模式标志，1是保护模式，0是实模式，这个位只是开始或关闭段机制，并没有启用分页机制。

PG：分页机制开关，在启用之前需要确保PE是开启的，否则会出现异常。

WP：写保护标志，禁止0环程序向3环只读页面执行写操作，也就是说当CPL<3的时候，如果WP=0，可以读写任意物理页，只要线性地址有效，如果WP=1，可以读取任意用户级物理页，但是对于只读的物理页，不能写 。

CR4寄存器

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PAE （Physical Address Extension，物理地址扩展）：
启用PAE可以使处理器支持超过4GB的物理内存寻址能力，增加到36位地址总线，从而支持高达64GB的物理内存。PAE=1开启
启用PAE后，页表结构会发生变化，使用三级页表：页目录指针表（PDP）、页目录（PD）和页表（PT）。
在启动选项 /nopae /pae 分别是关闭和开启PAE标志的指令

PSE （Page Size Extension，页大小扩展） ：
PSE标志位是CR4寄存器的第4位（CR4.PSE）。启用PSE可以使处理器支持4MB的大页，从而减少页表开销，提高内存管理效率。 启用PSE后，页表结构中的页目录项（PDE）可以指向一个4MB的大页，而不是传统的4KB小页。

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这个表列举了标志位组合起来的情况，（PS（PDE）这个属于页表的标志位）

做表映射物理地址：

这个表要存一个物理地址（32bit）+在这个物理地址的分页的属性(32bit)，所以一个表就是64bit

那么这个需要多少个这样的表？很好计算，32bit所代表的地址单元为2^32次方，一个页能代表的地址单元为4k，除一下就可以知道是1,048,576个表

那个所有表占的内存大小就是1048576*8字节（64bit），即为0x800000，也就是8M，也就是一个进程就要给它的页表就要8M

如何优化这个结构让它缩小？？

就是这个表可以被进行压缩，因为一个页是0x1000的大小，这个是固定的，那么低12bit其实可以被舍弃，反正到时候再加上虚拟地址低12bit偏移也是个一样的，那么地址就变成了20bit，然后属性再压缩一下变成12bit，这样一个表就变成了32bit，大小变成了4M

二级页表（4KB）

所以如果一个分页是4KB，那么就有两个表(那个物理地址不是表，实际上是俩表)

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一个叫页目录，一个叫页表

页目录 （Page Directory） ：

页目录存放的是页表的地址。它充当一个索引，指向多个页表。

每个页目录条目（Page Directory Entry，PDE）包含一个页表的物理地址。

一个页目录通常可以包含许多页目录条目，每个条目指向一个页表。

页目录表格式：

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高20位是页首地址

**页表基地址（Page Table Base Address） [31:12]**：

  • 页表的物理地址的高20位。页表的物理地址通常是4KB对齐的，因此低12位为0。（如果PS为1，那么一个分页就是4M，那么这里直接是物理首地址，如果分页是4K，那么是物理页首地址）

**保留（Reserved） [11:9]**：

  • 这些位是保留位，具体使用情况依赖于特定的处理器实现，一般不用。

**G (Global) [8]**：

  • 全局页指示位。如果设置为1，表示这个页对于所有的进程都是全局的，不会被TLB刷新影响。

**PS (Page Size) [7]**：

  • 页大小指示位。如果设置为0，表示页大小为4KB；如果设置为1，表示页大小为4MB。

**A (Accessed) [6]**：

  • 访问位。处理器设置这个位以指示该页目录条目已被访问过。

**0 [5]**：

  • 必须为0。在某些特定情况下被使用。

**U/S (User/Supervisor) [4]**：

  • 用户/超级用户位。如果设置为0，则只能在超级用户模式下访问；如果设置为1，则可以在用户模式下访问。（有页表则该标志位没啥用，属性由页表描述）

**R/W (Read/Write) [3]**：

  • 读/写位。如果设置为0，则该页是可读可执行的；如果设置为1，则该页是可读写可执行的。有页表则该标志位没啥用，属性由页表表示）

**P (Present) [0]**：

  • 存在位。如果设置为1，表示页在物理内存中；如果设置为0，表示页不在物理内存中（例如在硬盘上）。

页表（Page Table）：

页表存放的是页框（Page Frame）的地址。它充当一个索引，指向实际的物理内存。

每个页表条目（Page Table Entry，PTE）包含一个物理页框的地址。

一个页表通常可以包含许多页表条目，每个条目指向一个物理内存页框。

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区别就是PS标志位不需要了，因为已经在页目录表 表示过了

其他标志位和页目录表是一样的

从线性地址转到物理地址的流程：

  1. 线性地址分解：
    • 线性地址：LA = 31-22 (PD) | 21-12 (PT) | 11-0 (Offset)
  2. 页目录基址：
    • CR3寄存器保存页目录的基地址（页目录基址）。
  3. 页目录项：
    • 从CR3寄存器中获取页目录基地址，将线性地址的高10位（31-22）与页目录基地址相加，得到页目录项的物理地址。
    • 页目录项包含指向页表的基地址。
  4. 页表项：
    • 使用页目录项提供的页表基地址，加上线性地址的中间10位（21-12），得到页表项的物理地址。
    • 页表项包含指向实际页框（物理页）的基地址。
  5. 页内偏移：
    • 使用页表项提供的页框基地址，加上线性地址的低12位（11-0），得到最终的物理地址。

windbg中 d指令是查看虚拟内存，dd是查看物理内存

db查看虚拟内存，!db查看物理内存

多级页表的优势：

对于单页表的实现方式，在 32 位和页大小 4KB 的环境下，一个进程的页表需要装下 100 多万个「页表项」，并且每个页表项是占用 4 字节大小的，于是相当于每个页表需占用 4MB 大小的空间。

我们把这个 100 多万个「页表项」的单级页表再分页，将页表（一级页表）分为 1024 个页表（二级页表），每个表（二级页表）中包含 1024 个「页表项」，形成二级分页。如下图所示：

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分了二级表，映射 4GB 地址空间就需要 4KB（一级页表）+ 4MB（二级页表）的内存，这样占用空间不是更大了吗？

当然如果 4GB 的虚拟地址全部都映射到了物理内上的，二级分页占用空间确实是更大了，但是，我们往往不会为一个进程分配那么多内存。

其实我们应该换个角度来看问题，还记得计算机组成原理里面无处不在的局部性原理么？

每个进程都有 4GB 的虚拟地址空间，而显然对于大多数程序来说，其使用到的空间远未达到 4GB，因为会存在部分对应的页表项都是空的，根本没有分配，对于已分配的页表项，如果存在最近一定时间未访问的页表，在物理内存紧张的情况下，操作系统会将页面换出到硬盘，也就是说不会占用物理内存。

如果使用了二级分页，一级页表就可以覆盖整个 4GB 虚拟地址空间，但如果某个一级页表的页表项没有被用到，也就不需要创建这个页表项对应的二级页表了，即可以在需要时才创建二级页表。做个简单的计算，假设只有 20% 的一级页表项被用到了，那么页表占用的内存空间就只有 4KB（一级页表） + 20% * 4MB（二级页表）= 0.804MB

，这对比单级页表的 4MB 是不是一个巨大的节约？

那么为什么不分级的页表就做不到这样节约内存呢？我们从页表的性质来看，保存在内存中的页表承担的职责是将虚拟地址翻译成物理地址。假如虚拟地址在页表中找不到对应的页表项，计算机系统就不能工作了。所以页表一定要覆盖全部虚拟地址空间，不分级的页表就需要有 100 多万个页表项来映射，而二级分页则只需要 1024 个页表项（此时一级页表覆盖到了全部虚拟地址空间，二级页表在需要时创建）。

操作系统如何切换线程？

操作系统将即将运行的进程的页目录的物理地址加载到CR3寄存器。CR3寄存器的值被更新为新进程的页目录基地址。

三环访问0地址

通过修改页表，可以让三环访问0地址

（淦，我的Win都是2-9-9-12分页机制，还没学，后续补上）

通过API修改物理内存

给一个物理地址，可以返回一个虚拟地址进行操作。用API叫做MmMapIoSpace，原理就是找一个空的页表，建立映射关系

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PVOID MmMapIoSpace(
    PHYSICAL_ADDRESS    PhysicalAddress,
    SIZE_T              NumberOfBytes,
    MEMORY_CACHING_TYPE CacheType
);

参数

  1. PhysicalAddress:
    • 类型: PHYSICAL_ADDRESS
    • 描述: 设备的物理地址，需要映射到虚拟地址空间。
  2. NumberOfBytes:
    • 类型: SIZE_T
    • 描述: 要映射的字节数。
  3. CacheType:
    • 类型: MEMORY_CACHING_TYPE
    • 描述: 指定映射的缓存属性。常用的值有：
      • MmNonCached: 不缓存。
      • MmCached: 缓存。
      • MmWriteCombined: 写合并。
      • MmHardwareCoherentCached: 硬件一致性缓存（特定平台）。

返回值

  • 返回值为 PVOID，表示映射到虚拟地址空间的基地址。
  • 如果映射失败，返回 NULL。

还有一个方法：

使用ZwOpenSection,ZwMapViewOfSection,ZwUnmapViewOfSection

打开Winobj.exe，在设备那里可以找到物理内存条，Type是Section，与Device有区别：

Device 在 Windows 内核中通常指的是一个设备对象（DEVICE_OBJECT），它是用来表示硬件设备的抽象。设备对象是驱动程序与操作系统及其应用程序之间的接口。

Section 在 Windows 内核中通常指的是一个节对象（SECTION_OBJECT），它是用来表示内存中的一段连续区域，可以映射到进程的虚拟地址空间。节对象通常用于内存映射文件和共享内存。

总之：Device: 设备对象用于表示硬件设备，主要用于设备驱动程序中的 I/O 操作和驱动程序通信。

Section: 节对象用于表示内存中的一段区域，主要用于内存映射文件和共享内存。

设备对象侧重于与硬件设备的交互，而节对象侧重于内存管理和文件映射。

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下节预告：

2-9-9-12机制，PAE机制，一个32位程序可以操作36位内存

如何做？

在CPU加了4根线，再通过改进多级页表（2-9-9-12机制），这样就能映射64G内存大小