Linux0.11内存管理：相关代码

ch13_2 源码分析

boot/head.s

页表初始化：

• 目标：初始化分页机制，将线性地址空间映射到物理内存（前 16MB），为保护模式下的内存管理做准备。
• 核心流程
  • 分配页目录表和页表的物理内存空间（通过 .org 指令指定地址）。
  • 初始化1个页目录 + 4个页表
  • 设置页目录项，指向4个页表（属性：Present+User/RW）：
  • 反向填充页表项，把四个页表的页表项：一共4k个页表项填满，对应的是16M的物理内存，4k个物理页面。
  • 通过 CR3 指向页目录表的基地址（物理地址0）和 CR0 寄存器的PG位启用分页机制。

.org 0x1000				; 告诉汇编器，将接下来的代码或数据从内存地址 0x1000 开始放置。
pg0:
.org 0x2000
pg1:
.org 0x3000
pg2:
.org 0x4000
pg3:
.org 0x5000
.align 2
setup_paging:; 初始化1个页目录 + 4个页表movl $1024*5,%ecx		; 初始化5页（1页目录+4页表）xorl %eax,%eax			; 异或自身，置零eax（填充值）xorl %edi,%edi			; 置零edi（页目录起始地址）cld						; 清除方向标志（DF=0），确保地址递增，edi += 4;rep stosl				; 循环将 EAX 的值写入 EDI 指向的内存。; ECX = 循环填充次数 每次写入edi += 4（因 DF=0）。; 设置页目录项，指向4个页表（属性：Present+User/RW）movl $pg0+7,pg_dir		; 页表项（0x1007）包括高二十位的页框地址（0x1去掉后12位）+ 12位属性（7）movl $pg1+7,pg_dir+4	; 0x7表示Present（存在位）、R/W（可写）、U/S（用户可访问）。movl $pg2+7,pg_dir+8	movl $pg3+7,pg_dir+12	; 反向填充页表项，映射16MB物理内存; 仅需设置 pg3+4092 作为初始地址，结合循环即可覆盖 pg3 → pg2 → pg1 → pg0 的全部 4k 个页表项。; eax 值变化：0xFFF007 → 0xFFE007 → ... → 0x000007  4k次操作; 初始	pg3+4092	pg3 的第1023项	0xFFF000~0xFFFFFF (4KB); 终止	pg0+0		pg0 的第0项		0x000000~0x000FFFmovl $pg3+4092,%edi		; edi = 0x4FFF（pg3 的最后一个4字节项）  movl $0xfff007,%eax		; eax = 0xFFF007（物理地址的高20位 + 属性0x7） std						;（DF=1），edi -= 4
1:	stosl					; 写入4k个页表项：将eax值写入[edi]，同时 edi-= 4 subl $0x1000,%eaxjge 1bcld						; 清除方向标志（DF=0）; 设置PG位启用分页xorl %eax,%eax		movl %eax,%cr3			; cr3指向页目录（物理地址0）movl %cr0,%eaxorl $0x80000000,%eaxmovl %eax,%cr0			; 设置CR0的PG位（分页使能）ret						; 返回并刷新预取队列

page.s

核心功能总结

1. 保存用户态上下文：保护寄存器，确保处理程序不破坏用户进程的运行状态。
2. 切换到内核特权级：通过设置段寄存器访问内核数据结构。
3. 提取关键信息
   • CR2 寄存器：获取触发页错误的线性地址。
   • 错误码：分析错误类型（缺页或写保护）。
4. 分支处理
   • 缺页（P=0）：调用 do_no_page 分配或加载页面。
   • 写保护（P=1）：调用 do_wp_page 处理写时复制（COW）。
5. 恢复现场并返回：清理栈空间，恢复寄存器，通过 iret 返回到用户程序。

/**  linux/mm/page.s**  (C) 1991  Linus Torvalds*/
/** page.s contains the low-level page-exception code.* the real work is done in mm.c*/
.globl page_fault
; 处理器触发页错误（如访问未映射或受保护的地址）时跳转到 page_fault。
page_fault:; 在页错误发生时:;	1. 栈顶是错误码（由 CPU 自动压入）;	2. 交换 EAX 和栈顶的值后，EAX = 错误码，栈顶存储原 EAX 的值xchgl %eax,(%esp);寄存器保护：;	保存EAX、ECX、EDX、DS、ES、FS 以确保处理程序不会破坏用户进程的上下文。pushl %ecxpushl %edxpush %dspush %espush %fs;内核模式设置：;	将 DS/ES/FS 设置为 0x10（内核数据段），确保后续内存操作在内核特权级进行。;	该指令将立即数 0x10（二进制 00000000 00010000）加载到 %edx 寄存器：;		Index: 00000000 0010（高 13 位，即 0x10 >> 3 = 2，对应 GDT 的第 2 项）。;		TI: 0（使用 GDT）。;		RPL: 00（内核特权级）movl $0x10,%edxmov %dx,%dsmov %dx,%esmov %dx,%fs;CR2 寄存器存储触发页错误的线性地址，压栈后作为 do_no_page 或 do_wp_page 的参数。movl %cr2,%edxpushl %edx;错误码最低位（P 位）决定异常类型：;P=0 → 缺页异常，调用 do_no_page() 分配或加载页面。;P=1 → 写保护异常，调用 do_wp_page() 处理写时复制（COW）。pushl %eax			testl $1,%eax			;检查 %eax 的最低位（等价于 eax & 1）jne 1f					;如果 %eax 的最低位=1（ZF=0 零标志位为非），跳转到标签 1:；否则继续执行call do_no_pagejmp 2f
1:	call do_wp_page;恢复现场：
;	按逆序恢复之前保存的寄存器和段寄存器。
;	压栈的反顺序：
2:	addl $8,%esp		 ;跳过栈顶的 8 字节数据（相当于清理 2 个 pushl 操作压入的未弹出数据）。pop %fs				;跳过错误码和 CR2 参数（已传递给 C 函数），使栈指针指向 FS 保存的位置。pop %espop %dspopl %edxpopl %ecxpopl %eax;中断返回：iret 恢复 CS、EIP、EFLAGS，返回到触发页错误的指令继续执行。iret

为什么设置 DS/ES/FS=0x10（内核数据段）？

• 确保后续内存操作在内核特权级进行。
  • 虽然 CPU 在异常处理中自动切换到内核态（CPL=0），但段寄存器（如 DS）的段选择子可能仍指向用户态描述符（例如用户数据段是 0x17，TI=0、Index=3、RPL=3）。
• 将 DS/ES/FS 设置为 0x10（内核数据段），该指令将立即数 0x10（二进制 00000000 00010000）加载到 %edx 寄存器：
  • Index: 00000000 0010（高 13 位，即 0x10 >> 3 = 2，对应 GDT 的第 2 项）。
  • TI: 0（使用 GDT）。
  • RPL: 00（内核特权级）

下面给出流程示意图：

                       +-----------------------+|  CPU 触发页错误         || 硬件自动执行以下操作：    || 1. 压入错误码到栈       || 2. 跳转到 page_fault    |+-----------+------------+v+------------+-------------+| page_fault 处理程序开始     |+------------+-------------+|+----------+------------+| 交换 eax 和栈顶值       || (xchgl %eax, (%esp))  |+----------+------------+|+----------+------------+    保存用户进程的寄存器上下文| 压入 ecx, edx, ds, es, fs |+----------+------------+|+----------+------------+| 设置内核数据段 (DS/ES/FS=0x10) |+----------+------------+    确保内核内存访问安全|+----------+------------+| 读取 CR2 → edx，压入栈   |+----------+------------+|+----------+------------+    压入错误码 (eax) 到栈| 测试错误码最低位（P位）    | +----------+------------+|+-------------------------+-------------------------+| P=0（缺页异常）           | P=1（写保护异常）        |v                         v
+------------------+       +------------------+
| 调用 do_no_page() |       | 调用 do_wp_page() |
+------------------+       +------------------+|                         |+-------------------------+|+----------v------------+| 清理栈空间（addl $8, %esp）|+----------+------------+    跳过错误码和 CR2|+----------+------------+| 逆序恢复寄存器（fs, es, ds, edx...）|+----------+------------+|+----------v------------+| iret 返回到用户态       |    恢复用户程序执行+-----------------------+

memory.c

这个是主要文件：分成一段一段的去看

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invalidate()宏：刷新TLB

// 刷新快表TLB
#define invalidate() \
__asm__("movl %%eax,%%cr3"::"a" (0))

首先要看懂GNU 内联汇编（GNU Inline Assembly） 的语法，在C语言中嵌入汇编指令。

GNU 内联汇编的基本格式

__asm__ [volatile] ("汇编指令模板"        // 必选：汇编指令字符串: 输出操作数约束      // 可选：指定输出操作数及其约束: 输入操作数约束      // 可选：指定输入操作数及其约束: 破坏的寄存器列表    // 可选：声明被指令修改的寄存器
);

• __asm__ 是关键字，也可写作 asm，表示开始内联汇编。

• volatile 是可选关键字，用于禁止编译器优化该汇编指令（内核中常用）。

• 四个部分用 : 分隔，即使某部分无内容，对应的 : 也不能省略。

• 基本操作数约束（单个字符）

  约束符	含义	适用操作数类型
  a	使用 CPU 的 EAX/AX/AL 寄存器传递操作数	整数（int、long 等）
  b	使用 EBX/BX/BL 寄存器传递操作数	整数
  c	使用 ECX/CX/CL 寄存器传递操作数	整数
  d	使用 EDX/DX/DL 寄存器传递操作数	整数
  S	使用 ESI 寄存器传递操作数	整数
  D	使用 EDI 寄存器传递操作数	整数
  r	使用 任意通用寄存器（EAX/EBX/ECX/EDX/ESI/EDI 等）传递操作数	整数
  q	r 的别名，等价于 r	整数
  g	使用 任意寄存器、内存或立即数传递操作数（编译器自动选择）	整数、内存变量、立即数
  m	使用 内存地址传递操作数（操作数在内存中）	内存变量（如数组、结构体成员）
  o	使用 内存地址传递操作数，且地址是 可优化的（编译器可能选择更优寻址方式）	内存变量
  V	使用 内存地址传递操作数，且地址是 不可优化的（强制使用给定寻址方式）	内存变量
  i	操作数是 立即数，且可作为指令的操作码部分（如移位指令的移位次数）	立即数（常量表达式）
  F	操作数是 浮点常数（如浮点数立即数）	浮点数常量
  f	使用 浮点寄存器传递操作数	浮点数变量
  t	使用 第一个寄存器（通常是 EAX）传递操作数	整数
  u	使用 第二个寄存器（通常是 EDX）传递操作数	整数
  w	允许使用 字长寄存器（如 AX、BX 等 16 位寄存器）	16 位整数
  x	通用约束符，等价于 g	整数、内存、立即数

那么这个代码可以看成，把CR3寄存器设置成0。

mov eax, 0       ; 将 0 存入 eax
mov cr3, eax     ; 将 eax 的值写入 cr3

为什么设置 CR3 为 0？

为了刷新TLB：只要是写入CR3，不i管值变不变都会刷新。

• CR3 寄存器在head.s里面就被设置成0了，始终指向页目录基址 0，再置零不改变他的值。
• 此处调用 invalidate() 的目的并非修改CR3的值，而是通过 写入 CR3 寄存器（即使值不变）触发 CPU 的 TLB 刷新机制。

x86 架构规定：当向 CR3 写入数据时，无论值是否变化，CPU 都会 清空 TLB 缓存，迫使后续虚拟地址转换时重新查询页目录和页表，确保使用最新的地址映射关系。

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