概述
在切换到保护模式并启用分页之前，必须先创建页表结构。这部分代码在实模式下创建一个临时的页目录和页表，用于映射前 64MB 的物理内存。
这个临时页表有两个重要特点：
- 恒等映射：虚拟地址等于物理地址（用于切换过程）
- 高地址映射：从 0xC0000000 开始的地址也映射到物理内存（内核将在这里运行）
原始代码
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| #### Create temporary page directory and page table and set page
#### directory base register.
# Create page directory at 0xf000 (60 kB) and fill with zeroes.
mov $0xf00, %ax
mov %ax, %es
subl %eax, %eax
subl %edi, %edi
movl $0x400, %ecx
rep stosl
# Add PDEs to point to page tables for the first 64 MB of RAM.
# Also add identical PDEs starting at LOADER_PHYS_BASE.
# See [IA32-v3a] section 3.7.6 "Page-Directory and Page-Table Entries"
# for a description of the bits in %eax.
movl $0x10007, %eax
movl $0x11, %ecx
subl %edi, %edi
1: movl %eax, %es:(%di)
movl %eax, %es:LOADER_PHYS_BASE >> 20(%di)
addw $4, %di
addl $0x1000, %eax
loop 1b
# Set up page tables for one-to-map linear to physical map for the
# first 64 MB of RAM.
# See [IA32-v3a] section 3.7.6 "Page-Directory and Page-Table Entries"
# for a description of the bits in %eax.
movw $0x1000, %ax
movw %ax, %es
movl $0x7, %eax
movl $0x4000, %ecx
subl %edi, %edi
1: movl %eax, %es:(%di)
addw $4, %di
addl $0x1000, %eax
loop 1b
# Set page directory base register.
movl $0xf000, %eax
movl %eax, %cr3
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前置知识
x86 分页机制
x86 分页使用两级页表结构（在非 PAE 模式下）：
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| 32 位虚拟地址分解：
31 22 21 12 11 0
┌───────────┬────────────┬────────────┐
│ PDE 索引 │ PTE 索引 │ 页内偏移 │
│ (10 位) │ (10 位) │ (12 位) │
└───────────┴────────────┴────────────┘
地址转换过程：
1. 用高 10 位索引页目录，找到页表地址
2. 用中间 10 位索引页表，找到物理页框地址
3. 加上低 12 位偏移，得到最终物理地址
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页目录和页表的布局
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| 页目录（Page Directory）:
- 包含 1024 个 PDE（Page Directory Entry）
- 每个 PDE 4 字节
- 总大小 = 1024 × 4 = 4096 字节 = 1 页
- 每个 PDE 指向一个页表
页表（Page Table）:
- 包含 1024 个 PTE（Page Table Entry）
- 每个 PTE 4 字节
- 总大小 = 1024 × 4 = 4096 字节 = 1 页
- 每个 PTE 映射一个 4KB 物理页
一个页目录可以映射的内存：
1024 PDEs × 1024 PTEs × 4KB = 4GB
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页目录项（PDE）格式
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| 31 12 11 9 8 7 6 5 4 3 2 1 0
┌────────────────────────┬─────┬─┬─┬─┬─┬─┬─┬─┬─┬─┐
│ 页表物理地址[31:12] │ AVL │G│S│0│A│D│W│U│W│P│
└────────────────────────┴─────┴─┴─┴─┴─┴─┴─┴─┴─┴─┘
│ │ │ │ │ │ │ │ │
│ │ │ │ │ │ │ │ └─ P: Present (存在位)
│ │ │ │ │ │ │ └─── R/W: Read/Write
│ │ │ │ │ │ └───── U/S: User/Supervisor
│ │ │ │ │ └─────── PWT: Page Write-Through
│ │ │ │ └───────── PCD: Page Cache Disable
│ │ │ └─────────── A: Accessed
│ │ └─────────────── PS: Page Size (4MB页)
│ └───────────────── G: Global
└─────────────────── AVL: Available
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页表项（PTE）格式
与 PDE 类似，但地址部分指向物理页框：
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| 31 12 11 9 8 7 6 5 4 3 2 1 0
┌────────────────────────┬─────┬─┬─┬─┬─┬─┬─┬─┬─┬─┐
│ 物理页地址[31:12] │ AVL │G│0│D│A│C│W│U│W│P│
└────────────────────────┴─────┴─┴─┴─┴─┴─┴─┴─┴─┴─┘
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Pintos 的内存映射策略
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| Pintos 创建两套映射：
1. 恒等映射（Identity Mapping）:
虚拟地址 0x00000000 - 0x03FFFFFF → 物理地址 0x00000000 - 0x03FFFFFF
用于模式切换时代码可以继续执行
2. 高地址映射:
虚拟地址 0xC0000000 - 0xC3FFFFFF → 物理地址 0x00000000 - 0x03FFFFFF
内核代码链接到这个地址范围
两种映射指向相同的物理内存！
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逐行详解
第 1-5 行：清零页目录
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| # Create page directory at 0xf000 (60 kB) and fill with zeroes.
mov $0xf00, %ax
mov %ax, %es
subl %eax, %eax
subl %edi, %edi
movl $0x400, %ecx
rep stosl
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页目录位置选择
选择 0xF000 (60 KB) 的原因：
- 在内核 (0x20000) 之前
- 在栈之下（栈从 0xF000 向下增长，但我们现在重用这块空间）
- 页对齐（必须是 4KB 边界）
设置 ES 段
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| mov $0xf00, %ax
mov %ax, %es
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| ES = 0x0F00
物理基址 = 0x0F00 × 16 = 0xF000
后续使用 ES:DI 寻址：
ES:DI = 0x0F00:0x0000 = 物理地址 0xF000
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清零 EAX 和 EDI
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| subl %eax, %eax # EAX = 0（要存储的值）
subl %edi, %edi # EDI = 0（目标偏移）
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使用 sub reg, reg 比 mov $0, reg 节省空间。
设置计数并执行
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| movl $0x400, %ecx # ECX = 1024（双字数量）
rep stosl # 重复存储 EAX 到 ES:DI
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| rep stosl 的工作原理：
while (ECX != 0) {
ES:[DI] = EAX # 存储 4 字节
DI += 4 # 递增（因为前面执行了 cld）
ECX -= 1 # 减少计数
}
结果：从 ES:0 开始的 1024 × 4 = 4096 字节被清零
即整个页目录被清零
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第 6-13 行：填充页目录项
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| # Add PDEs to point to page tables for the first 64 MB of RAM.
# Also add identical PDEs starting at LOADER_PHYS_BASE.
movl $0x10007, %eax
movl $0x11, %ecx
subl %edi, %edi
1: movl %eax, %es:(%di)
movl %eax, %es:LOADER_PHYS_BASE >> 20(%di)
addw $4, %di
addl $0x1000, %eax
loop 1b
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初始 PDE 值 0x10007
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| 0x10007 = 0001 0000 0000 0000 0111 (二进制)
解析：
地址部分 [31:12] = 0x10 = 0x10000 >> 12
第一个页表位于物理地址 0x10000 (64 KB)
标志位：
位 0 (P) = 1：页表存在
位 1 (R/W) = 1：可写
位 2 (U/S) = 1：用户可访问
其他位 = 0
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为什么需要 17 个 PDE？
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| movl $0x11, %ecx # 0x11 = 17
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| 每个 PDE 映射 4 MB：
1 PDE → 1 页表 → 1024 PTE → 1024 × 4KB = 4MB
映射 64 MB 需要：
64 MB ÷ 4 MB = 16 个 PDE
但代码设置 17 个？让我们验证：
实际上是 16 + 1 = 17，可能是为了包含边界
或者代码作者考虑了对齐问题
更正：0x11 = 17，但循环前 ECX 已经减 1
实际上 loop 会执行 17 次
64 MB = 16 个 4MB 区块，需要 16 个页表
但代码可能故意多设置一个以留余量
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双重映射的实现
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| 1: movl %eax, %es:(%di)
movl %eax, %es:LOADER_PHYS_BASE >> 20(%di)
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| 两条 movl 指令实现双重映射：
1. movl %eax, %es:(%di)
写入低地址映射的 PDE
例如：PDE[0] 映射虚拟地址 0x00000000-0x003FFFFF
2. movl %eax, %es:LOADER_PHYS_BASE >> 20(%di)
写入高地址映射的 PDE
LOADER_PHYS_BASE = 0xC0000000
0xC0000000 >> 20 = 0xC00
0xC00 是什么？
页目录偏移 = (虚拟地址 >> 22) × 4
0xC0000000 >> 22 = 0x300 = 768 (十进制)
偏移 = 768 × 4 = 3072 = 0xC00
所以这写入 PDE[768+n]
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页目录布局图
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| 页目录（位于 0xF000）:
索引 偏移 指向页表 映射的虚拟地址范围
──── ──── ──────── ──────────────────
0 0x000 0x10000 0x00000000-0x003FFFFF
1 0x004 0x11000 0x00400000-0x007FFFFF
2 0x008 0x12000 0x00800000-0x00BFFFFF
...
15 0x03C 0x1F000 0x03C00000-0x03FFFFFF
16 0x040 0x20000 0x04000000-0x043FFFFF
... (中间全是 0，表示未映射) ...
768 0xC00 0x10000 0xC0000000-0xC03FFFFF ← 高地址映射
769 0xC04 0x11000 0xC0400000-0xC07FFFFF
...
783 0xC3C 0x1F000 0xC3C00000-0xC3FFFFFF
784 0xC40 0x20000 0xC4000000-0xC43FFFFF
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循环过程
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| addw $4, %di # DI += 4（移动到下一个 PDE）
addl $0x1000, %eax # EAX += 0x1000（下一个页表地址）
loop 1b # ECX--; if(ECX!=0) goto 1
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| 每次迭代：
DI 增加 4（下一个 PDE 偏移）
EAX 的地址部分增加 0x1000（下一个页表地址）
页表地址序列：
0x10000, 0x11000, 0x12000, ..., 0x20000
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第 14-22 行：填充页表
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| # Set up page tables for one-to-map linear to physical map for the
# first 64 MB of RAM.
movw $0x1000, %ax
movw %ax, %es
movl $0x7, %eax
movl $0x4000, %ecx
subl %edi, %edi
1: movl %eax, %es:(%di)
addw $4, %di
addl $0x1000, %eax
loop 1b
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页表位置
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| movw $0x1000, %ax
movw %ax, %es # ES = 0x1000
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| ES:0 = 0x1000:0 = 物理地址 0x10000 (64 KB)
页表从 0x10000 开始，紧接在页目录之后
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初始 PTE 值
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| 0x7 = 0000 0111 (二进制)
解析：
地址部分 [31:12] = 0（第一个物理页）
标志位：
位 0 (P) = 1：页存在
位 1 (R/W) = 1：可写
位 2 (U/S) = 1：用户可访问
第一个 PTE 映射物理地址 0x00000
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PTE 数量
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| movl $0x4000, %ecx # 0x4000 = 16384
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| 为什么是 16384？
64 MB ÷ 4 KB = 16384 页
每页需要一个 PTE
所以需要 16384 个 PTE
16384 × 4 字节 = 65536 字节 = 64 KB
16384 ÷ 1024 = 16 个页表
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填充循环
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| 1: movl %eax, %es:(%di) # 存储 PTE
addw $4, %di # 下一个 PTE
addl $0x1000, %eax # 下一个物理页地址
loop 1b
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| 每次迭代：
存储当前 PTE
DI += 4
EAX 的地址增加 0x1000 (4 KB)
PTE 值序列：
0x00000007 → 映射物理页 0x00000
0x00001007 → 映射物理页 0x01000
0x00002007 → 映射物理页 0x02000
...
0x03FFF007 → 映射物理页 0x03FFF000 (64MB - 4KB)
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第 23-25 行：设置 CR3
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| # Set page directory base register.
movl $0xf000, %eax
movl %eax, %cr3
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CR3 寄存器
CR3（也叫 PDBR - Page Directory Base Register）存储页目录的物理地址。
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| CR3 寄存器格式：
31 12 11 5 4 3 2 0
┌────────────────────────┬──────────┬─┬─┬────┐
│ 页目录物理地址[31:12] │ Reserved │P│P│ │
│ │ │C│W│Ign │
│ │ │D│T│ │
└────────────────────────┴──────────┴─┴─┴────┘
PCD: Page-level Cache Disable
PWT: Page-level Write-Through
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设置效果
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| movl $0xf000, %eax
movl %eax, %cr3
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将 0xF000 写入 CR3，告诉 CPU 页目录在物理地址 0xF000。
注意：此时分页还未启用（CR0.PG = 0），所以这只是准备工作。
内存布局图
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| 创建页表后的内存布局：
0x0F000 ┌─────────────────────┐ ← 页目录 (4KB)
│ PDE[0] → 0x10000 │ 映射 0x00000000
│ PDE[1] → 0x11000 │ 映射 0x00400000
│ ... │
│ PDE[16] → 0x20000 │ 映射 0x04000000
│ ... │ (未使用)
│ PDE[768] → 0x10000 │ 映射 0xC0000000
│ PDE[769] → 0x11000 │ 映射 0xC0400000
│ ... │
│ PDE[784] → 0x20000 │ 映射 0xC4000000
0x10000 ├─────────────────────┤ ← 页表 0 (4KB)
│ PTE[0] → 0x00000 │
│ PTE[1] → 0x01000 │
│ ... │
│ PTE[1023]→ 0x3FF000 │
0x11000 ├─────────────────────┤ ← 页表 1 (4KB)
│ ... │
... │ │
0x20000 ├─────────────────────┤ ← 页表 16 (4KB) + 内核开始
│ Pintos Kernel Code │
│ ... │
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地址转换示例
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| 示例：访问虚拟地址 0xC0001234
步骤 1：解析虚拟地址
0xC0001234 = 1100 0000 0000 0000 0001 0010 0011 0100
PDE 索引 = 高 10 位 = 11 0000 0000 = 768
PTE 索引 = 中 10 位 = 00 0000 0001 = 1
偏移 = 低 12 位 = 0010 0011 0100 = 0x234
步骤 2：查找 PDE
页目录地址 = CR3 = 0xF000
PDE 地址 = 0xF000 + 768×4 = 0xF000 + 0xC00 = 0xFC00
PDE[768] = 0x10007
页表地址 = 0x10000
步骤 3：查找 PTE
PTE 地址 = 0x10000 + 1×4 = 0x10004
PTE[1] = 0x1007
物理页地址 = 0x1000
步骤 4：计算物理地址
物理地址 = 0x1000 + 0x234 = 0x1234
结论：虚拟地址 0xC0001234 → 物理地址 0x00001234
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完整流程图
flowchart TD
subgraph "阶段 1：清零页目录"
A1["ES = 0x0F00<br/>指向 0xF000"] --> A2["EAX = 0, EDI = 0"]
A2 --> A3["ECX = 1024"]
A3 --> A4["rep stosl<br/>清零 4KB"]
end
subgraph "阶段 2：填充 PDE"
A4 --> B1["EAX = 0x10007<br/>首个页表地址+标志"]
B1 --> B2["ECX = 17"]
B2 --> B3["循环：写入 PDE[n] 和 PDE[n+768]"]
B3 --> B4{"ECX = 0?"}
B4 -->|否| B3
B4 -->|是| C1
end
subgraph "阶段 3：填充 PTE"
C1["ES = 0x1000<br/>指向 0x10000"] --> C2["EAX = 0x7<br/>首个物理页+标志"]
C2 --> C3["ECX = 16384"]
C3 --> C4["循环：写入 PTE"]
C4 --> C5{"ECX = 0?"}
C5 -->|否| C4
C5 -->|是| D1
end
subgraph "阶段 4：设置 CR3"
D1["movl $0xf000, %eax"]
D1 --> D2["movl %eax, %cr3"]
D2 --> D3["CR3 指向页目录<br/>准备启用分页"]
end
style A1 fill:#f9f,stroke:#333
style D3 fill:#9f9,stroke:#333
常见问题
Q1: 为什么需要两套映射？
A: 这是模式切换的关键技巧：
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| 切换到保护模式 + 分页后，下一条指令的获取：
如果只有高地址映射：
EIP 还在低地址（如 0x20100）
但 0x20100 没有映射
→ 页错误，系统崩溃！
有了恒等映射：
EIP = 0x20100
查页表：0x20100 → 物理 0x20100
→ 正常执行
然后跳转到高地址代码后，可以移除恒等映射
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Q2: 为什么页目录和页表必须 4KB 对齐？
A: 因为 PDE 和 CR3 中的地址字段只存储高 20 位：
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| PDE 格式：
[31:12] = 页表地址的高 20 位
[11:0] = 标志位
这意味着地址必须是 4096 (2^12) 的倍数
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Q3: 创建页表后为什么还能继续在实模式下运行？
A: 页表只是内存中的数据结构。在 CR0.PG = 0 时，CPU 完全忽略 CR3 和页表。只有当启用分页后，这些结构才会生效。
Q4: 为什么不使用 4MB 大页？
A: x86 支持 4MB 页（通过 PDE 的 PS 位），可以简化页表结构。但：
- 4MB 页是可选特性，不是所有 CPU 都支持
- 4KB 页提供更细粒度的内存保护
- 教学目的使用标准页更容易理解
练习思考
思考题 1
如果我们要映射 128MB 而不是 64MB，需要修改哪些地方？
点击查看答案
需要修改： 1. 内存检测代码中的上限： ```plaintext cmp $0x20000, %eax # 改为 128 MB ``` 2. PDE 数量： ```plaintext movl $0x21, %ecx # 32+1 = 33 个 PDE ``` 3. PTE 数量： ```plaintext movl $0x8000, %ecx # 32768 个 PTE ``` 4. 确保页表区域不与内核冲突： 128MB = 32 个页表 × 4KB = 128KB 页表空间 从 0x10000 到 0x30000，可能与内核重叠！ 需要重新规划内存布局。 思考题 2
rep stosl 执行时如果被中断会怎样？
点击查看答案
在实模式下： - 中断可能发生 - CPU 会保存当前状态（包括 ECX、EDI） - 中断处理后恢复执行 - `rep stosl` 继续从断点执行 但在 Pintos 启动代码中： - 我们还没设置 IDT - 中断发生会导致不可预测行为 - 但通常 BIOS 已经禁用了大多数中断 - 后面很快会执行 `cli` 显式禁用中断 思考题 3
为什么低地址映射从 PDE[0] 开始，而高地址映射从 PDE[768] 开始？
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这由虚拟地址决定： ``` 虚拟地址 0x00000000： PDE 索引 = 0x00000000 >> 22 = 0 所以从 PDE[0] 开始 虚拟地址 0xC0000000 (LOADER_PHYS_BASE)： PDE 索引 = 0xC0000000 >> 22 = 768 所以从 PDE[768] 开始 0xC0000000 >> 20 = 0xC00 是偏移量（字节），不是索引 0xC00 / 4 = 768 才是索引 ``` 代码中使用 `>> 20` 而不是 `>> 22` 是因为它直接计算字节偏移，用于加到 DI 上。
下一步
临时页表已经创建完成，CR3 也已设置。现在万事俱备，可以切换到保护模式并启用分页了。下一篇文档将介绍这个关键步骤：保护模式切换