X86汇编语言-从实模式到保护模式—笔记（48）-第16章 分页机制和动态页面分配（3）

兰陵月

16.4 创建内核任务
【16.4.1 内核的虚拟内存分配】
接下来的工作是使内核的一部分成为任务，并为创建用户任务和实施任务切换做准备。
先是创建内核任务的任务状态段（TSS）。内核的主题部分占据着从线性地址0x80000000开始的1MB内存空间，即0x80000000~
0x800FFFFF，在此之后的空间，即0x80100000~0xFFFFFFFF，是可以自由分配的。
为了连续地、动态地分配内核的空间，内核需要记住下一个可用于分配的线性地址。为此，第529行，专门声明了标号core_next_laddr，并初始化了一个双字0x80100000，这就是初始的可分配线性地址。每当分配了新的内存空间后，该双字将修正为下一个可分配的地址。
在分页机制下，内存的分配既要在虚拟内存空间中进行，还要在页目录表和页表中进行。因为线性地址最终要通过页目录表和页表转换成物理地址，如果没有分配一个物理页，对任何内存的访问都是无效的，会引发处理器异常中断。
第1026行，先访问内核数据段，从标号处取得当前可用的线性地址，将来作为内核TSS的起始线性地址。然后，将EBX寄存器中的线性地址作为参数，调用过程alloc_inst_a_page去申请一个物理页。过程转入第358行，它的功能是在可用的物理内存中搜索空闲的页，并将它安装在当前的层次化分页结构中（页目录和页表）。简单地说，就是寻找一个可用的页，然后，根据线性地址来创建页目录项和页表项，并将页的地址填写在页表项中。【DS指向0-4GB段】过程传入的参数由寄存器EBX传递，EBX=0x80100000。二进制形式 EBX=1000 0000 0001 0000 0000 0000 0000 0000；第370行，将寄存器EBX的值传送给寄存器ESI，ESI=0x80100000，EBX留下来作为备份；第371行，将寄存器ESI中的高10位保留，其余位清零。二进制形式ESI=1000 0000 0000 0000 0000 0000 0000 0000；第372行，寄存器ESI中的值逻辑右移22位，再逻辑左移2位，实际上就是逻辑右移20位，意思就是得到高10位的索引值，再乘以4，这就是页目录表中与线性地址对应的那个页目录项所在的偏移。ESI=0000 0000 0000 0000 0000 1000 0000 0000,0x800。第373行，页目录自身的线性地址0xFFFFF000加上偏移值，指向对应的页目录项。最终ESI的值为：0xFFFFF800；第375行，以ESI为偏移，以线性地址0x00000000位基地址，也就是[ES:ESI]—[ES:0xFFFFF800]处取出页目录项的值，用test指令检测第1位，也就是P位是否为1，如果P位为1，则说明该页目录项对应的页表位于内存中。只需要找到页表并在其中添加一项即可。否则，表示页表不在内存中，必须先予以创建，或者从磁盘调入内存，并填写页目录项后方可使用。在这里要注意：尽管我们给出的就是线性地址，但是，那不是处理器段部件产生的线性地址，第366、367行，我们令段寄存器DS指向0-4GB的内存段（基地址是x00000000），此后，当我们用给出的“线性地址”作为段内偏移量访问内存，段部件才会输出真正的线性地址，尽管两者是相同的。总之，处理器的段管理机制是始终存在的，没有任何一种方法可以关闭它。
第376行，判断第375行的结果是否为零，如果为零，则说明页表不存在，需要创建页表；如果不为零，则说明页表存在，只需要找到页表，并在其中添加相关项目即可。
【新知识点：】
尽管每个任务都拥有4GB虚拟内存空间，也可以自由分配这些空间，但是，物理内存是有限的，或者用页的视角来书，物理页的数量是有限的。
操作系统必须在刚刚获得计算机控制权的时候，就检测实际的物理内存数量，并建立一张表格，标明页的物理地址及其是否空闲。当有程序申请内存时，就寻找这样的空闲页，并将其标记为已分配。
如果你的计算机真的有4GB物理内存，那么，它可以划分为1048576（2^20）个页。如果每个表项占一字节，则需要1MB内存来创建该表。显然，这有些不划算。为了简单，可以使用位串来指示页的分配情况。可以用一个长的比特串，叫做页映射位串，来指示每个页的位置及其分配情况。取决于你所拥有的实际内存数量（页数），该串最多可以有1048576比特，由于每字节包含8个比特，所以，共需要131072字节，也就是128KB。
比特在位串中的位置，决定了它所映射的页在哪里。位0对应的是物理地址为0x00000000的页，位1对应的是物理地址0x00010000的页，位2对应的是0x00020000的页，……，最后一个比特对应的是最后一个页，即物理地址为0xFFFFF000的页。
除了用比特所在的位置决定页的位置外，比特的值决定页的分配情况。当某比特为“0”时，表示它所对应的页未分配，是可以分配的空闲页；否则，就表明那个页已经被占用了，不能再分配给任何程序。
本章假设只有2MB物理内存可用。2MB的内存，可分为512个页，需要512个比特的位串，也就是64个字节。在实际的程序中，没有声明位串的方法，只有声明字节、字、双字。因此，只能用连续的字节或字数据来形成位串。
第465行，声明了标号page_bit_map，并初始化了64字节的数据。这64字节首尾相连，形成一个512比特的位串。前32字节的值差不多都是0xFF。这并不奇怪，它们对应着最低端1MB内存的那些页（256个页），它们已经整体上划归内核使用了，没有被内核占用的部分多数也被外围硬件占用了，比如ROM-BIOS。当然，也会发现其中混杂了两字节的0x55。这是因为在物理地址0x00030000—0x00040000之间，是一段较为连续的空闲区，共64KB，可划分16个页，页的物理地址为0x00030000—0x00040000，就对应着这两字节。本来，这两字节都应当是0x00，以表明是可以分配的空闲页。不过，为了表明大的、连续的线性地址空间不必对应着连续的页，我们有意将空闲的页在物理上分开，因为0x55的二进制形式为01010101。同样的做法也出现在后面的64个页中。【这么做的前提是已经保证了这16个页内核是不会用到的】
进入过程allocate_a_4k_page。
第327-330行，压栈保护相关寄存器的值；第332、333行，令DS指向内核数据段；第335行，寄存器EAX清零，表示从第0个索引开始搜索。第337行，以EAX为序号（从0开始），将起始地址为标号page_bit_map处的页映射位串从第0位开始进行搜索测试，使用的是bts指令，该指令将指定位置处（由寄存器EAX提供）的比特位送到标志寄存器的CF位后，再将该比特位置1。第338行，根据CF的值决定是否进行跳转。如果CF=1，则说明刚测试的比特位的值为1，也就说明该比特位代表的页已经被使用，那么，则跳转条件不成立，顺序往下执行，第339行，寄存器EAX自加1，指向要测试的下一个位置；第340行，将寄存器EAX的值与页映射位串的总长度向比较，这个页映射位置的总长度由标号page_map_len给出，因为它是以字节为单位的，而寄存器EAX中给出的是以比特为单位计数的，因此要将标号处的值乘以8。第341行，根据比较的结果决定是否跳转，如果EAX中的值小于页映射位串的总长度（最后一个比特总是总长度乘以8，再减去1，因为计数是从零开始的，所以如果当EAX的值等于或者大于总长度数值的时候，那就越界了），代表没有越界，程序跳转循环执行。如果一直都没有找到可以使用的页（也就是说CF的值一直为1），那么程序来到第343行，第343、344行，显示标号message_3处的信息：“********No more pages********”，意思是没有更多的页，然后第345行，处理器停机。程序到此就结束了。
刚才我们一直讨论的是没有找到空闲页，也就是测试的比特位一直都为1的情况，现在我们再回到第338行，如果CF=0，则说明刚测试的比特位的值为0，也就说明该比特位代表的页是空闲页，那么，程序跳转条件成立，跳转到第348行，将EAX这个索引值左移12位，也就是乘以0x1000，这就是该比特位代表的空闲的页。过程最终将返回分配好的空闲页的起始物理地址。第350—353行，过程恢复现场，第355行，程序返回，这是一个段内过程，短返回，仅限段内其他过程调用。

【16.4.3 创建页表并登记分配的页】
程序返回到第380行，此时寄存器EAX中保存的刚刚分配好的页的物理地址。这个页将作为一个页表。页表的地址要登记在页目录表内，仅高20位有效，对应着页表物理地址的高20位，页表地址的低12位是页表属性。从第380行可以看出，我们给出的页表的属性是0x00000007，最低3位均为1，也就是说P=1，说明页已经位于内存中，可以使用；RW=1，页是可读可写的；US=1，特权级别为3的程序也可以访问。内核的页表为什么允许特权级别为3的程序访问呢？当然了，原则上是不允许的，但是，这个例程既要用于为内核分配页面，也要用于为用户任务分配页面。对于前者，要求将所分配页面的U/S位清零；对于后者，要求将所分配页面的U/S位置“1”，这两者难以兼顾。为了不把事情搞复杂而又能说明问题，用当前过程所分配的页面，US位一概设置成“1”。刚分配的页是作为页表使用的，它应当登记在页目录表内，作为目录项存在。现在ESI寄存器中的内容就是该目录项的线性地址。第381行，将刚分配的页（作为页目录项-即页表）的物理地址填入ESI指向的页目录项内。
不管页表是原来就有的（也就是说程序第376行跳转条件成立），还是我们刚刚分配并创建的（也就是说程序第376行跳转条件不成立，顺序执行而来的），程序的执行流程最终会到达第385行，过程有一个输入参数，那就是寄存器EBX的值，它代表拟分配的页的线性地址，因为等下来要对EBX中的值做一些处理，所以这里拷贝一个副本到寄存器ESI中，此时寄存器EBX的值仍然是过程开始时由过程外部传入的值，未发生过变化。
因为下面我们是要修改页表内的页表项，所以，无论如何，必须要知道该页表项的线性地址才行，可以分几个步骤来完成：
首先，ESI寄存器中的线性地址，其高10位决定了页表在页目录表中的登记位置；中间10位，决定页在页表中登记位置。很显然，要访问页表，就得把页表当成普通页来访问。如此一来，那个页表项在页表中的位置，就相当于数据在页中的位置。为此，应当把ESI寄存器的中间10位乘以4之后，挪到该寄存器的低12位，作为页内偏移量；
其次，既然把页表作为普通的页来对待，那么，页部件势必要先访问该“页”的“页表”。页表的物理地址是登记在页目录表中的，它在页目录表中的位置由ESI寄存器的高10位指定，因此，就得把页目录表当成该“页”的“页表”来用，并把ESI寄存器的高10位挪到中间10位上，作为页表项的索引号。
最后，为了将页目录表作为页表来用，要将ESI寄存器的高10位置成0x3FF。这意味着，页目录表内最后一个目录项就是页表的物理地址。又因为该目录项指向页表自身，故，等于是又把页目录表当成页表来用。至此，任务完成，ESI寄存器中得到的新值，就是要修改的那个页表项的线性地址。
第386行，将寄存器ESI中的值逻辑右移10位。这样高10位就到了中间10位了；第387行，将高10位、低12位清零，这样就将线性地址的原来的高10位保留下来并移到中间10位，用来作为访问“页表”内的页项。第388行，将ESI中的高10位全部赋值1。这样本行执行完之后，ESI二进制形式为：1111111111_1000000000_000000000000。这个数值指向了页表，也就是页表的线性地址，只不过这里把这个页表当成了页了。高10位的值为0x3FF，乘以4后等于0xFFC，它指向页目录表内最后一个目录项，而这个目录项又指向页目录表自己，因此此时页目录表又变成了页表。然后用中间10位—值为0x200，乘以4得到0x800，这是页目录表内（此时被当做页表）偏移0x800的目录项，该目录项在前面我们已经填入了页表的物理地址0x00021000，也就是是说此时处理器已经找到那个页表，现在我们要找到页表中的某个项，并在其中填入一个页的物理地址，因为我们现在是把页表当成页来用，所以要找的那个页表的项的偏移，就是本过程传入的线性地址的中间10位乘以4。所以，第391行，将传入的线性地址的中间10位保留，其余位全部清零；第392行，将其右移10位（相当于右移12位后，再乘以4），这个就是真正的偏移值。第393行，将刚刚得到的页表的线性基地址加上这个偏移量，就是我们要修改的页表内的页项的位置。第394行，调用过程allocate_a_4k_page，申请到一个页面后，返回该页面的物理地址，该物理地址在寄存器EAX中；第395行，为刚刚申请的页添加属性值0x007；第396行，将该页的物理地址填入页表项内。至此，给出一个起始的线性地址，分配一个页，并登记在层次化的分页结构中，任务完成。第403行，retf返回到调用者，远返回。

【16.4.4 创建内核任务的TSS】
在为系统内核的任务状态段TSS分配了虚拟地址空间和页之后，第1028行，将标号core_next_laddr处的数据修改为下一个可分配的起始线性地址。下一次在内核的虚拟地址空间里分配内存时，将使用这个新值作为起始的线性地址。
第1031—1038行，填写和初始化TSS中的静态部分，有些内容，比如CR3寄存器域，对任务的执行来说很关键，必须事先予以填写。一旦分配了物理页，并填写了页目录项和页表项，就立即可以用那个线性地址来访问内存。此时，整个过程是相反的，页部件用那个线性地址访问页目录表和页表，生成物理地址。还有，尽管你在指令中给出的确实是线性地址，但并非是由段部件生成的线性地址。在Intel处理器上，段机制是无法关闭的，因此，你必须使用0-4GB的段，加上你的线性地址，才得使段部件生成真正的线性地址，尽管两个线性地址在数值上没有任何不同。因此，要访问TSS，必须通过段寄存器ES所指向的0-4GB数据段。第1031行，此时寄存器EBX的值是线性地址数值0x80100000，通过ES段寄存器后，它变成了真正的线性地址0x80100000，此时它才真正成为TSS的起始地址。第1031行，将反向链设置为0，没有前面的任务；第1033行，将CR3的值传送给寄存器EAX，注：CR3寄存器的值我们已经在第962行给它赋值了，它的值就是0x00020000，是页目录表的起始物理地址；第1034行，将CR3的值登记到TSS内偏移为28的地方，也就是存放PDBR的地方；第1036行，TSS内偏移96的地方登记LDT段选择子，这里登记为0，表示没有LDT。处理器允许没有LDT的任务；第1037行，TSS内偏移100的地方，是T位—软件调试位，此处设置为0；第1038行，TSS内偏移102的地方是登记I/O映射基地址的位置，此处登记为103，因此该字单元的值小于等于TSS的段界限，表明没有I/O映射（或者叫I/O位图）。当然，本来这里就是内核的任务，就是0特权级，也需要所谓I/O位图。
登记完内核任务状态段TSS中的必要项目后，就要开始创建TSS的段描述符。调用创建段描述符的过程需要三个参数，第1041行，将TSS的起始线性地址（在EBX中）传送给寄存器EAX；第1042行，将TSS的段界限（段界限=段的实际长度减1，也就是104-1=103，即从0开始最后一个字节的偏移值）给寄存器EBX；第1043行，将TSS段描述符的属性值给寄存器ECX，这里任务状态段TSS描述符的属性值为0x00408900，这是一个0特权级的TSS描述符；第1044行，调用过程生成TSS描述符，返回值在EDX:EAX中，EDX中放置TSS描述符的高32位，EAX中放置描述符的低32位；第1045行，调用过程在GDT中安装TSS描述符，返回值在CX中，为TSS的选择子；第1046行，将安装好的TSS的选择子的值填入内核数据段标号program_man_tss的高16位处；第1050行，加载TSS的选择子到任务寄存器TR中，到这里就可以认为程序管理器的任务正在执行了，由于当前任务事实上正处于运行中，因此，只要后补手续即可使其完全合法。
16.5 用户任务的创建和切换
【16.5.1 多段模型和段页式内存管理】
在保护模式下，首先按程序的结构分段，创建各个段的描述符，用描述符指向物理内存中的各个段。描述符中的基地址给出了段的起始物理地址，界限值给出了段的长度（边界），属性值指示了段的类型和特权级别等性质。
开启了页功能后，段是在自己的虚拟地址空间内分配的，而不是在物理内存中分配的。因此，段描述符中的基地址是段的线性地址，或者说是虚拟地址。再经过页部件转换成物理地址。
分段主要是从8086处理器开始的，因为当时只有16根地址线，为了访问1M内存地址，所以而采取的分段功能。
现在，32位的处理器拥有32根地址线和32/64根数据线，这使得它不用将4GB或多于4GB的内存空间划分成多个段，就能完全控制它。如此一来，软件设计者就会倾向于不分段。当然，程序的浮动和重定位将不可能再依赖于分段机制，但并不是没有其他的办法。
【16.5.2 平坦模型和用户程序的结构】
不分段的内存管理模型称为平坦模型（Flat Model）。尽管说是不分段，但我们千万不要信以为真，分段是Intel处理器的固有机制，处理器总是按“段地址+偏移量”来形成线性地址，不可能绕开这种工作机制。
因此，所谓的平坦模型，就是将全部4GB内存整体上作为一个大段来处理，而不是分成小的区块。在这种模型下，所有段都是4GB，每个段的描述符都指向4GB的段，段的基地址都是0x00000000，段界限都是0xFFFFF，粒度为4KB。
在这种基本的平坦模式下，程序在编写的时候不分段，即，只保留一个段，代码和数据都在这个段内，相互邻接，但一般并不交叉。很显然，在这种模式下，不能享受到段保护机制的好处，段界限和数据访问的检查仍然进行，但从不会产生违例的情况。原因很简单，每个段描述符的基地址都是0，实际使用的段界限都是0xFFFFFFFF，就任务内的地址空间而言，对任何内存位置的访问都是合法的。
【16.5.3 用户任务的虚拟地址空间分配】
一般来说，所有任务的TCB都应当占用内核的地址空间，在内核的虚拟地址空间里分配。任务都是由内核负责管理和调度的，如果TCB位于任务自己的地址空间里，而不是内核的地址空间里，那么，这同时也意味着，在内核的页目录表和页表中，没有指向TCB所在页的表项，内核不可能访问到它。
第1055-1057行，用于在内核的虚拟地址空间里分配4KB的内存（页），这和上一次在内核中分配内存的做法是一样的。
第1059-1062行，初始化TCB，位某些域赋初值。任务控制块TCB的结构和上一章相比大大简化，只保留了少数项目。在TCB中，有两个项目应该在创建用户任务前就予以填写和初始化，它们是LDT当前界限值和下一个可用的线性地址。        LDT当前界限值应该被初始化为0xFFFF，这是计算机启动时，LDTR寄存器中的默认界限值，LDTR中的界限部分只有16位。LDT的界限是LDT的长度减1，LDT的初始长度为0，因此，其界限值是0xFFFF。
每个任务都有自己的4GB虚拟内存空间，线性地址范围是0x00000000—0xFFFFFFFF，它是任务自己的空间，可以任意分配和使用。当然，实际可以使用的空间是前2GB，后2GB被任务的全局部分占用，映射并指向内核的页表。一般来说，第一个可以分配的线性地址是0x00000000，要把这个数值填写到TCB的“下一个可用线性地址”域中。
第1062行，按照本章的加载过程来设置任务控制块的内容，较上一章较为简单了。注意，在TCB中，有两个项目应该在创建用户任务前就予以填写和初始化，它们是LDT当前界限和下一个可用的线性地址。LDT当前界限值应该被初始化为0xFFFF，这是计算机启动时，LDTR寄存器中的默认值，LDTR中的界限部分只有16位。LDT的界限是LDT的长度减1，LDT的初始长度为0，因此，其界限值是0xFFFF。
【16.5.4 用户程序的加载】
在内核页目录表和页表中的低端部分，建立用户程序的页目录表和页表，然后将整个也目标拷贝到用户程序的页目录表中，这样切换到任务的时候，用户程序就有了自己的页目录表，这样程序就能正常运行。【这是中心思想】
【16.5.5 段描述符的创建（平坦模型）】
平坦模型下的段描述符创建简单得多，段的基地址都是0x00000000，段界限值都是0xFFFFF，粒度都是4KB。
用户程序要单独创建0、1、2特权级的栈，可以在数据段内创建，向上扩展和向下扩展并不影响栈的使用，只是影响特权级的检查，但这里采用平坦模式后，特权级的检查都会通过，因此可以直接在数据段里面使用虚拟内存创建栈（当然要分配具体的物理页，并安装到页机制的层级结构中）
【16.5.6 重定位U-SALT并复制页目录表】
除了地址使用虚拟的线性地址外，其他部分都是一样的，最后是完善TSS的各个部分的数据，为任务切换做好相关准备。
【16.5.7 切换到用户任务执行】
这个相对简单，用CALL进行切换，返回时判断是用CALL还是JMP发起的，再区别返回。