分页硬件的开启

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概要：介绍 xv6 进程地址空间的布局（用户低地址、内核高地址）、进程双栈机制（用户栈与内核栈），以及分页硬件开启后如何维护进程隔离与共享。

1. 进程地址空间布局：隔离与共享

xv6 的核心设计思想是：每个进程都认为自己拥有完整的地址空间，但实际上这个空间由内核通过“页表”小心地维护。

用户部分（低地址）： 从虚拟地址 0 开始。
- 布局顺序： 指令（Code） -> 全局变量（Data） -> 栈（Stack） -> 堆（Heap，通过 malloc 增长）。
内核部分（高地址）： 从 0x80100000 开始。
- 巧妙之处： 每个进程的页表里都映射了同一份内核代码。
- 优点： 当用户程序发起系统调用进入内核时，硬件不需要切换页表，内核可以直接利用当前的页表访问用户内存（因为用户内存就在低地址处）。

这是理解操作系统安全性的关键。xv6 为每个进程准备了两套栈：

栈类型	运行位置	作用
用户栈 (User Stack)	用户空间	执行普通的 C 程序指令、存放局部变量。
内核栈 (Kernel Stack)	内核空间 (`p->kstack`)	当进程陷入内核（系统调用、中断）时使用。

为什么要两个栈？ 为了安全性。如果内核直接在用户栈上运行，恶意用户可能会故意破坏栈指针（SP），导致内核崩溃。通过独立内核栈，即便用户程序的栈溢出了，内核依然能稳定运行并处理错误。

这里有一个经典的“先有鸡还是先有蛋”的问题：内核想在高地址运行，但刚开机时没有分页机制，只能访问低物理地址。

加载： Boot loader 把内核加载到物理地址 0x100000（1MB 处，避开了 I/O 设备区）。
临时页表 (entrypgdir)： 此时分页还没开启。内核在 main.c 中定义了一个简单的临时页表。
- 它将虚拟地址 0~4MB 映射到物理地址 0~4MB（保证当前运行的代码不崩）。
- 它将虚拟地址 KERNBASE ~ KERNBASE+4MB 也映射到物理地址 0~4MB。
开启分页： 设置 %cr3 寄存器指向这个页表，并开启 %cr0 的分页位。
长跳转： 此时硬件已经支持虚拟地址了。内核执行一个跳转指令，直接跳到高地址处的 main 函数。

这里建立了两个页表项：

刚开始，CPU 正在执行 entry.S 里的指令。此时 CPU 的程序计数器（EIP）指在低地址，比如 0x00100050
此时开启分页
开启分页的一瞬间，CPU 寻找下一条指令 0x00100052 时，必须经过页表翻译。也就是说，程序计数器EIP上一秒还在低地址，开启分页硬件后，EIP+1需要通过分页硬件进行翻译，此时如果没有A这个页表项，那么就找不到EIP+1对应的物理地址。此时A页表项发挥作用。
而链接器将main函数这部分的地址，贴上了 0x80100000 开头的高地址标签，CPU执行到这部分时，如果没有B这个页表项，就找不到这些虚拟的高地址对应的低的物理地址。此时页表项B发挥作用。

内核物理上在加载到内存后，位置从来没有动过。

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