Memory management 当您丢失页面目录的虚拟地址时会发生什么情况？

我正在为我的内核（32位x86）编写一个内存管理器 在这个过程中。。。我面临着一个进退两难的局面

虚拟内存映射的描述：

• 前4MB的身份映射
• 虚拟地址0xC0000000映射到物理地址0x100000（也是一个4 Mb映射）

我的页面目录位于物理地址0x9c000。 我的页面表1位于物理地址0x9d000。 我的页面表2的物理地址为0x9e000

（我这里只需要两页表格：）。。。这些分别对应于标识映射和更高内存映射）

祝福身份映射。。。。我可以安全地访问我的页面目录和页面表，就好像根本没有启用分页一样。这使我很容易修改页面表等

现在问题来了：我可能会删除这个身份映射。。。如果是这样的话，我已经可以想象问题会慢慢出现。。 我有我想要访问的物理地址。。。但我只能访问虚拟的。为了将虚拟地址映射到所需的物理地址，我需要访问页面目录。但是我有页面目录的物理地址*我意识到我回到了起点

所以，我猜需要一些永久性映射（或者表和目录的某种身份映射），这样我就可以忘记所有这些，继续我的生活

但是如果我永久地映射某个东西，我会觉得我在某种程度上降低了程序（内核）的灵活性

一个人如何处理这个问题

丢失页面目录的虚拟地址时会发生什么情况？您总是可以从cr3获取物理地址，但是您不知道它映射到哪里，如何访问它，等等。在这种情况下，我认为甚至不能使用cr3更改页面目录位置，因为您将向其中加载一个物理地址，但您可以查看的都是虚拟地址。。。这里的情况似乎非常可怕

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我遗漏了什么吗？

不要丢失您的虚拟页面目录地址！在已知物理地址和已知虚拟地址（它们不需要标识映射）至少需要页面目录的一小部分。

不要丢失虚拟页面目录地址！在已知物理地址和已知虚拟地址（它们不需要标识映射）至少需要页面目录的一小部分。

Um，不要丢失它！您几乎需要将一些内存块映射到已知的物理地址，或者是标识，或者是一些已知的映射（比如高2MiB映射到低2MiB的物理地址）。您可以创建一个全新的页面目录树并将其安装在CR3中，但前提是您在某个地方有一些已知的映射。您可以禁用分页，但至少可以说，在CS:EIP没有标识映射的情况下这样做可能是个问题。基本上就是不写错误的内核；丢失对关键数据的引用是不可恢复的，这不应该令人震惊。信息甚至不在CPU内部的某个地方。是的，这是真的，Intel可以提供一个特殊的存储指令，使用寄存器作为物理地址，而不是虚拟地址。但操作码空间非常有限，386必须支持解码一条额外的指令，仅用于极为罕见的用例，而这种用例最多只能使每数千条执行一对指令受益。如果盲目使用，可能会覆盖自己的代码或堆栈。操作系统必须知道物理地址才能编程DMA硬件，然后需要通过正常的虚拟地址高效读取数据……在64位中，将所有物理内存空间映射到高虚拟内存地址更容易。在32位系统上，您不能真正做到这一点。一些32位内核可能会映射一部分内存来处理分页结构，但有些人也知道使用递归页表技术（你可以用谷歌搜索）。它们更难理解，而且它们确实占用了一些虚拟地址空间（如果在保护模式下使用PAE，情况尤其糟糕），而且该解决方案不可移植到其他CPU架构。rescurive页表的一个复杂之处是，您无法轻松更改另一个进程的结构，它通常涉及一些临时页映射，但它是可行的，尽管有额外的复杂性。嗯，不要丢失它！您几乎需要将一些内存块映射到已知的物理地址，或者是标识，或者是一些已知的映射（比如高2MiB映射到低2MiB的物理地址）。您可以创建一个全新的页面目录树并将其安装在CR3中，但前提是您在某个地方有一些已知的映射。您可以禁用分页，但至少可以说，在CS:EIP没有标识映射的情况下这样做可能是个问题。基本上就是不写错误的内核；丢失对关键数据的引用是不可恢复的，这不应该令人震惊。信息甚至不在CPU内部的某个地方。是的，这是真的，Intel可以提供一个特殊的存储指令，使用寄存器作为物理地址，而不是虚拟地址。但操作码空间非常有限，386必须支持解码一条额外的指令，仅用于极为罕见的用例，而这种用例最多只能使每数千条执行一对指令受益。如果盲目使用，可能会覆盖自己的代码或堆栈。操作系统必须知道物理地址才能编程DMA硬件，然后需要通过正常的虚拟地址高效读取数据……在64位中，将所有物理内存空间映射到高虚拟内存地址更容易。在32位系统上，您不能真正做到这一点。一些32位内核可能会映射一部分内存来处理分页结构，但有些人也知道使用递归页表技术（你可以用谷歌搜索）。它们更难理解，而且