操作系统 - PageTable（一）

加瓦学徒
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Preparation

我们从本篇文章中去探寻如下几个问题

  1. 页表是怎么为每个进程空间提供专用空间和地址？
  2. 页表如何确定内存地址含义，以及可以访问的物理内存部分？
  3. 页表如何实现操作系统隔离不同进程的地址空间，并将它们复用到单个物理内存上。比如：在多个地址空间中映射相同的内存（一个跳板页），并通过未映射页保护内核和用户堆栈。

在开启这篇文章之前，我们先理清一下刚才的一个术语，也就是跳板页是什么？

在多个地址空间中映射相同的内存（一个跳板页）是一种技术，通过它可以在操作系统中为不同的进程提供相同的内存区域。这种技术允许操作系统在多个进程的地址空间中共享一段物理内存，而无需为每个进程单独分配新的物理内存。

跳板页（trampoline page）通常用于上下文切换过程。在上下文切换中，操作系统需要保存和恢复进程的状态。通过在内核和用户态之间共享跳板页，可以简化这种转换过程。

一、分页硬件

我们首先要理清两个概念：

  • RISC-V指令（用户态和内核态）都是操作虚拟地址。
  • 机器的RAM（即物理内存，临时存储器），通过物理地址进行索引。

那么，虚拟地址和物理地址转换是由什么完成的？ 就是由 RISC-V的页表硬件将每个虚拟地址映射到物理地址上。

以 Sv39 RISC-V 架构中的虚拟地址到物理地址的转换过程为例子，讲解一下这个是怎么运行的。

首先我们要知道，Sv39 是 RISC-V 架构中的一种地址映射方式，它支持 64 位虚拟地址，其中 只有底部的 39 位被用于虚拟地址的实际映射，顶部的 25 位会被忽略。

  • RISC-V 页表其实是一个【2^27】个的页表项（page table entries , PTEs），每个页表项由44 bits的物理页表号码（PPN）和 10 bits的 flags 组成。
  • 分页硬件会将这39位中的 top 27 bits 去页表中寻找到页表项（PTE），然后制造出一个 56 bit的物理地址。
  • 这56位的top 44 bits 来自 PTE的PPN， bottom 12 bits 则是复制来自原始虚拟地址。
  • 页表让操作系统以【2^12】 bytes 的对齐 chunks 的粒度控制虚拟地址到物理地址的转换。这样的chunks称为Page。

RISC-V CPU 将 虚拟地址 转换为 物理地址 的时，使用了一个类似B+树+字典树的三层树结构来存储页表。

在这种三层树结构中，页表的每一层存储了指向下一层页表的物理地址，直到最后一层，这些页表项（PTE）最终指向物理页。

  • 根页表：根页表位于物理内存中，是一个 4096 字节（即 4KB）的页面，包含 512 个 PTE。这些 PTE 指向树中下一层的页表。
  • 第二层和第三层页表：每一层的页表也包含 512 个 PTE，最终指向 物理页。

那么是如何使用虚拟地址的27位查找的呢？

  1. 虚拟地址的 前 9 位 用于在根页表中查找一个 PTE。
  2. 中间的 9 位 用于在第二层的页表中查找一个 PTE。
  3. 底部的 9 位 用于在第三层的页表中查找一个 PTE。

如果三个PTE任意一个不存在，分页硬件就会触发故障，由内核处理。

因为三层递归寻找物理地址似乎代价过高，所以一般处理器都会对虚拟地址的翻译结果进行缓存，也称为 TLB。

既然硬件会完成 pageTable 的查找，为什么还需要 walk()函数进行同样的获取物理地址的操作？

在某些操作系统（XV6）内核有它自己的 Page Table，用户进程也有自己的 Page Table。

内核会通过用户进程 Page Table，将用户的虚拟地址翻译得到物理地址，这样内核可以读写相应的物理内存地址。

另外操作系统可以对地址翻译有绝对控制就可以实现不同的功能。比如：一个 PTE 无效，硬件就会返回一个 page fault，针对 page fault 我们可以做各种事情（页面懒加载，COW 等等）。

二、内核地址空间

内核通过建立虚拟地址与物理地址的恒等映射（即虚拟地址=物理地址）实现快速内存访问。也就是将物理内存（RAM）与MMIO寄存器直接映射至内核虚拟地址空间，消除了常规页表查询开销（如访问0x80000000物理地址时直接使用同值虚拟地址）。

有几个内核虚拟地址不是直接映射的：跳板页和内核栈页。

跳板页作为跨特权级执行的安全通道，在用户/内核页表中均以镜像映射形式存在：

  • 物理单副本：驻留于物理内存固定区域（如0x1000）
  • 双重虚拟映射：
    • 直接映射（0x1000→0x1000）用于内核初始化
    • 高位映射（如0x3FFFFF000）占据虚拟地址空间顶端，构成【用户-内核】模式切换的统一入口点。

该设计保证进程在系统调用/中断时无需切换页表即可触发特权级跃迁，同时通过地址隔离（高位虚拟地址）规避用户空间非法访问。

每个进程持有双栈结构：

  • 用户栈：运行用户态代码时使用，受用户页表管理
  • 内核栈：进程陷入内核态时启用，具有以下特性：
    • 物理连续性：从PHYSTOP起始向下分配单页（4KB）空间
    • 虚拟重映射：除直接映射外，在虚拟地址空间高位建立独立映射域（如0xFFFF0000），形成逻辑隔离
    • 保护性间隙（Guard Page）：在每个内核栈虚拟映射底部插入无效页（PTE_V=0），构建硬件级溢出检测屏障。

保护页触发缺页异常（Page Fault）的优先级高于物理内存越界访问，确保栈溢出时立即引发可控内核异常（panic）

  • 通过虚拟地址空间的二次映射冗余，实现：
    a) 物理内存零浪费（单物理页对应多虚拟页）
    b) 逻辑隔离强化（高位映射域天然远离用户/内核常规数据区）
    c) 权限粒度控制（独立设置不同虚拟映射区域的访问权限）

三、Code: creating an address space

核心数据结构和关键函数

pagetable_t： 是一个指向 RISC-V 根页表页的指针。它可能是内核页表，或者是每个进程的页表之一。
walk: 查找虚拟地址的页表项（PTE）。它模仿RISC-V硬件的页表遍历。
mappages: 为新的映射安装页表项。它调用 walk 来查找每个虚拟地址的PTE，并初始化PTE。

初始化过程

xv6内核页表初始化与地址转换机制的核心流程可概括如下，这里其实也包含着一个进程的页表是怎么建立的：

  1. 页表初始化阶段

kvminit由main函数在系统启动初期调用，创建内核页表。

其核心通过kvmmake实现：分配物理页作为根页表页，调用kvmmap建立内核所需的地址映射（如UART、CLINT等设备内存）。该阶段直接操作物理地址，未启用分页硬件。

  1. 地址映射机制

kvmmap调用mappages将连续的虚拟地址区域映射到物理地址，通过逐页设置PTE实现。

关键特性是采用"直接映射"——内核虚拟地址与物理地址线性对应（如虚拟地址0x80000000对应物理地址0x0），这简化了内核代码对物理内存的操作。

  1. 页表遍历与维护

walk函数递归遍历三级页表结构，利用虚拟地址的9位索引逐层查找PTE。

若中间页表页不存在且alloc参数为真，会自动分配新页并更新上级PTE。该过程依赖直接映射特性，使用PTE中的物理地址直接作为虚拟地址访问下层页表页。

  1. 硬件交互与TLB管理

kvminithart将根页表物理地址写入satp寄存器，激活分页机制。

每次页表变更后需执行sfence.vma指令刷新当前CPU的TLB缓存，确保地址转换一致性。虽然RISC-V支持ASID优化TLB刷新，但xv6未使用该特性。

  1. 进程相关扩展

proc_mapstacks为每个进程分配内核栈，通过kvmmap在页表中建立映射，同时设置未映射的保护页防止栈溢出。系统调用copyin/copyout直接利用内核页表完成用户空间与内核空间的数据传输。

四、Code: exec

内存布局示例：
假设你有一个简单的程序，其中包含一个文本段（代码段）和一个数据段，内存中的布局可能如下所示：

+-------------------------+
| 代码段 (Text Segment)   | <- 虚拟地址 0x0000 (程序的起始地址)
+-------------------------+
| 空白区域（可能是BSS等）  |
+-------------------------+
| 数据段 (Data Segment)   | <- 虚拟地址 0x1000 (数据段的起始地址)
+-------------------------+
| 堆栈段 (Stack Segment)  | <- 虚拟地址（通常位于较高地址）
+-------------------------+

0x0000 是程序的起始地址，通常用于 文本段，即程序的可执行代码。这是因为操作系统通常将代码加载到内存的最底部。通常是只读。它在内存中的位置通常是从 0x0000 开始，即从虚拟地址的起始位置开始加载。
0x1000 是 数据段 的起始地址，它位于第二个 4KB 页面（即第一个页面后）。这个地址符合内存对齐要求，使得操作系统和硬件能高效地管理内存。可读可写，但是会要求对齐4KB
栈段 和 堆段 则位于内存的其他部分，栈通常位于高地址，堆段则在中间。

exec系统调用加载和初始化应用程序的过程是什么样子呢？

  1. ELF文件拆解与内存布局
    • 像搭积木一样，把ELF文件拆解成代码块（.text段）、数据块（.data段）和未初始化数据块（.bss段）
    • 代码段被标记为"只读可执行"，数据段标记为"可读写
    • 如果文件中的代码段比内存分配区域小，系统会自动用零填充剩余空间
  1. 栈空间的精妙布置
    • 系统会先预留4KB的初始栈空间
    • 把命令行参数像叠汉堡一样逐个压入栈顶，最上面放个"停止标志"（空指针）
    • 在栈底藏了个"地雷页"——任何超过4KB的栈操作都会触发系统警报（页面错误）
  1. 安全防护机制
    • 检查每个内存段的地址是否"越界"
    • 动态链接的程序会被引导先执行"安全员"（动态链接器）检查所有依赖库
    • 对内核空间设置"隐形防护罩"，用户程序访问会立即被拦截
  1. 容错与恢复设计
    • 整个过程像组装模型——只有确认所有零件正确才会拆除旧模型
    • 发现任何零件异常（如文件损坏），立刻停止组装并清理现场
    • 参数传递使用专用通道（a0/a1寄存器），避免内存混乱
  1. 内存管理诀窍
    • 未初始化变量区（.bss）采用"按需分配"策略，节省内存资源
    • 堆空间可以弹性扩展，而栈空间有严格限制防止失控
    • 通过"页表"实现内存隔离，每个程序都以为自己独享整个内存空间
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