x86平台上的Windows頁表映射機制

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首先，在x86架構的處理器上，一個正常頁面大小為4KB，非PAE模式下，CR3持有頁目錄頁面的物理地址，PDE和PTE格式相同大小為4位元組。此時每個頁表頁麵包含1024個PTE，可以映射1024個頁面。而x86的4GB地址空間共包含1M個4KB的頁面，映射所有這些頁面共需要1024個頁表頁面，映射這1024個頁表頁面又需要1個頁目錄頁面。乍看起來我們一共需要1025個頁面來管理1M個頁面的映射，其實不然。

我們不妨逆向理順一下思路。首先，我們的地址空間中有1M=1024x1024個頁面，而一個頁表頁面可以映射1024個頁面。所以，我們把4GB地址空間的1M個頁面按每1024個頁面分為1024組。映射這1024組頁面正好需要1024個頁表頁面，所以我們從剛才的1024組頁面中拿掉一組用作頁表。剛才的頁面還剩下1023組，會消耗掉我們這組頁表頁面中的1023個用來映射。所以我們這組頁表頁面中還剩下一個，我們用它來映射剛剛的1023個頁表頁面，從而消耗掉了1023個Entry，那剩下的1個Entry呢？用來映射最後這個頁面本身。

這樣分配聽起來似乎清晰多了，能實現嗎？按上面的思路，最後一個頁表頁面無疑是要用作頁目錄。x86處理器MMU訪問線性地址是要經過兩次尋找加一個位移（非PAE模式）來確定物理地址的。以此為基礎，通過頁目錄、頁表、再加上位移訪問那1023組頁面很好理解，但是如何線上性地址中訪問1023個頁表頁面及頁目錄頁面呢？也就是如何通過頁目錄頁面把1023個頁表頁面和頁目錄頁面自身映射到線性地址中。其實這就是32位Windows的頁表自映射機制。

在32位的Windows中，頁表的起始線性地址恒為0xC0000000，整個頁表地區佔用了連續的4MB線性地址空間。最關鍵的一個設計，就是頁目錄的第0x300項Entry指向頁目錄本身，進而也就決定了頁目錄頁面的線性地址為0xC0300000。這一設計使得MMU在尋找0xC0000000~0xC03FFFFF這一線性地址空間內的任一線性地址的物理地址時，會把頁目錄頁面當做頁表頁面來使用，也就是說會訪問頁目錄頁面兩次。如，是微軟2004年在東京大學舉辦Windows Kernel Internals講座解釋GetPteAddress原理時所給出的一張圖示：

 

其實GetPteAddress功能就是給定一個線性地址，得出用以映射這個線性地址所屬頁面的PTE的地址。原理很明了，4GB的地址空間中包含1M個頁面，而4MB的頁表地區包含1MB個PTE，這些PTE正是按順序一一對應了所有這些頁面。所以把整個地址空間看作是頁面的數組，可以很輕鬆計算出某個線性地址所屬頁面的索引，例如0xE4321000>>12=0xE4321，而PTE數組中對應PTE的線性地址即為0xC0000000+(0xE4321<<2)=0xC0390C84。

由可以看出，給定的線性地址的高10位為1100000000=0x300，即MMU轉譯線性地址的第一步：在頁目錄頁面中尋找頁表指標時使用的索引為0x300，從而使MMU得到頁目錄頁面本身的物理地址。因此MMU在第二個步驟：在頁表頁面中尋找最終的頁面指標時，會使用頁目錄頁面作為頁表頁面以供尋找。而頁目錄頁面的所有1024個Entry儲存的是其本身和其他1023個頁表頁面的物理地址，所以MMU經過兩次尋找最終得到的是某個頁表頁面的物理地址。當線性地址的高10位固定為1100000000時，剩餘低22位僅能表示4MB的範圍，因此其所能表示的線性地址限定在0xC0000000~0xC03FFFFF這一區間內，也正是所有頁表頁面所佔用的線性地址空間範圍。因為微軟所給出的圖示適是用於講解PTE的，PTE大小為4位元組並且其地址也是4位元組對齊，所以最後的12位頁面內位移也可以理解為利用前10位用作PTE數組索引，最低2位恒為0。

不難想到當MMU第二步尋找時如果仍然使用0x300索引，也就是線性地址高20位為11000000001100000000，那麼MMU經過兩次尋找最終得到的物理地址就是頁目錄頁面的物理地址，如：

 

再加上最低12位的頁面內位移， MMU最終轉譯得到的地址落在頁目錄頁面內，也就是說線性地址0xC0300000~0xC0300FFF表示的區間範圍即為頁目錄頁面線上性地址中的地址區間範圍。如果在12位的頁面位移中，繼續使高10位為1100000000用作PTE索引，那麼得到的就是指向頁目錄自身的PTE，也是PDE，其線性地址為0xC0300C00。

總結，使用一個頁面用作頁目錄，使它的第0x300個Entry指向其自身，剩餘的1023個Entry指向其他的1023個頁表頁面。從而巧妙的將頁表區間映射到0xC0000000~0xC03FFFFF這一線性地址區間。