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现在Linux内核中支持四级页表的映射#xff0c;我们先看下内核中关于页表的一些术语#xff1a; 全局目录项#xff0c;PGD#xff08;Page Global Directory#xff09; 上级目录项#xff0c;PUD#xff08;Page Upper Directory#xff09; 中间目…页表的一些术语
现在Linux内核中支持四级页表的映射我们先看下内核中关于页表的一些术语 全局目录项PGDPage Global Directory 上级目录项PUDPage Upper Directory 中间目录项PMDPage Middle Directory 页表项Page Table
大家在看内核代码时会经常看的以上术语但在ARM的芯片手册中并没有用到这些术语而是使用L1L2L3页表这种术语。
ARM32 虚拟地址到物理地址的转换
虚拟地址的32个bit位可以分为3个域最高12bit位20~31位称为L1索引叫做PGD页面目录。中间的8个bit位叫做L2索引在Linux内核中叫做PT页表。最低的12位叫做页索引。
在ARM处理器中TTBRx寄存器存放着页表基地址我们这里的一级页表有4096个页表项。每个表项中存放着二级表项的基地址。我们可以通过虚拟地址的L1索引访问一级页表访问一级页表相当于数组访问。
二级页表通常是动态分配的可以通过虚拟地址的中间8bit位L2索引访问二级页表在L2索引中存放着最终物理地址的高20bit位然后和虚拟地址的低12bit位就组成了最终的物理地址。以上就是虚拟地址转换为物理地址的过程。
MMU访问页表是硬件实现的但页表的创建和填充需要Linux内核来填充。通常一级页表和二级页表存放在主存储器中。 ARM32 一级页表的页表项
下面这张图来自ARMV7的手册。 一级页表项这里有三种情况一种是无效的第二种是一级页表的表项。第三种是段映射的页表项。 bit 0 ~ bit 1:用来表示这个页表项是一级页表还是段映射的表项。 PXN:PL1 表示是否可以执行这段代码为0表示可执行1表示不可执行。 NS:none-security bit用于安全扩展。 Domain:Domain域指明所属的域Linux中只使用了3个域。 bit31:bit10指向二级页表基地址。
二级页表的表项 bit0禁止执行标志。1表示禁止执行0表示可执行 bit1:区分是大页还是小页 C/B bit:内存区域属性 TEX[2:0]:内存区域属性 AP[0:1] :访问权限 S:是否可共享 nG用于TLB
ARM64 页表
ARM体系结构从ARMV8-A开始就支持64bit位最大支持48根地址线。那为什么不支持64根地址线呢主要原因是48根地址线时已支持最大访问空间为256TB内核空间和用户空间分别256TB满足了大部分应用的需求。而且64根地址线时芯片的设计复杂度会急剧增加。ARMV8-A架构中支持4KB,16KB和64KB的页支持3级或者4级映射。
下面我们以4KB大小页4级映射介绍下虚拟地址到物理地址的映射过程。 0~11 页索引 bit 63 页表基地址选择位ARMV8架构中有2两个页表基地址一个用于用户空间一个用户内核空间。 39~47:L0索引 30~38L1索引 21~29L2索引 12~20:L3 索引
假设页表基地址为TTBRx访问页表基地址就能访问到L0页表的基地址可以使用L0索引的值作为offset去访问L0页表。
L0的页表项包含了下一级L1页表的基地址同样的可以使用L1索引的值作为offset去访问L2页表。以此类推。
最后通过L3的页表项可以得到物理地址的bit12 ~ 47位这个时候再将虚拟地址的页索引位对应到物理地址的0~11就是完整的物理地址。
Linux内核关于页表的函数
Linux内核中页表操作的宏定义
Linux内核中封装了很多宏来处理页表
#define pgd_offset_k(addr) pgd_offset(init_mm,addr) //由虚拟地址来获取内核页表的PGD页表的相应的页表项
#define pgd_offset(mm,addr) ((mm)-pgd pgd_index(addr)) //由虚拟地址来获取用户进程的页表中相应的PGD表项
pgd_index(addr) //由虚拟地址找到PGD页表的索引
pte_index(addr) //由虚拟地址找到PT页表的索引
pte_offset_kernel(pmd,addr) //查找内核页表中对应的PT页表的表项 判断页表项的状态
#define pte_none(pte) (!pte_val(pte)) //pte是否存在
#define pte_present(pte) (pte_isset((pte), L_PTE_PRESENT)) //present比特位
#define pte_valid(pte) (pte_isset((pte), L_PTE_VALID)) //pte是否有效
#define pte_accessible(mm, pte) (mm_tlb_flush_pending(mm) ? pte_present(pte) : pte_valid(pte))
#define pte_write(pte) (pte_isclear((pte), L_PTE_RDONLY)) //pte是否可写
#define pte_dirty(pte) (pte_isset((pte), L_PTE_DIRTY)) //pte是否有脏数据
#define pte_young(pte) (pte_isset((pte), L_PTE_YOUNG)) //
#define pte_exec(pte) (pte_isclear((pte), L_PTE_XN))修改页表
mk_pte() //创建的相应的页表项
pte_mkdirty() // 设置dirty标志位
pte_mkold() // 清除Accessed标志位
pte_mkclean() //清除dirty标志位
pte_mkwrite()// 设置读写标志位
pte_wrprotect() //清除读写标志位
pte_mkyoung()//设置Accessed标志位
set_pte_at()// 设置页表项到硬件中例子1 内核页表的映射
前面我们介绍了很多关于内核的宏函数下面我们通过实际的例子学习如何使用这些宏
系统初始化时需要把kernel image区域和线性映射区建立页表映射这个时候依次调用start_kernel() -- setup_arch() -- paging_init() -- map_lowmem() -- create_mapping()去创建内核页表。我们可以研究下内核是如何建立内核页表的映射。
/** Create the page directory entries and any necessary* page tables for the mapping specified by md. We* are able to cope here with varying sizes and address* offsets, and we take full advantage of sections and* supersections.*/
static void __init create_mapping(struct map_desc *md)
{if (md-virtual ! vectors_base() md-virtual TASK_SIZE) {pr_warn(BUG: not creating mapping for 0x%08llx at 0x%08lx in user region\n,(long long)__pfn_to_phys((u64)md-pfn), md-virtual);return;}if (md-type MT_DEVICE md-virtual PAGE_OFFSET md-virtual FIXADDR_START (md-virtual VMALLOC_START || md-virtual VMALLOC_END)) {pr_warn(BUG: mapping for 0x%08llx at 0x%08lx out of vmalloc space\n,(long long)__pfn_to_phys((u64)md-pfn), md-virtual);}__create_mapping(init_mm, md, early_alloc, false);
}首先会检查映射的虚拟地址是否在内核向量表的基址以上并且小于用户空间的TASK_SIZE。TASK_SIZE通常被定义为0xC00000003GB表示用户空间的虚拟地址范围从0到3GB。对于64位体系结构TASK_SIZE通常被定义为0x00007fffffffffff128TB。
接着会检查映射的类型是否为设备类型并且虚拟地址在页偏移以上且低于FIXADDR_START且不在VMALLOC_START和VMALLOC_END之间即不在vmalloc空间中。
最后会调用__create_mapping函数创建映射。传入初始内存管理结构体init_mm、映射描述结构体md、早期内存分配函数early_alloc以及false标志。
/** Create a mapping for the given map descriptor, md. The function* __create_mapping is used for both kernel and user mode mappings.** mm: the mm structure where the mapping will be created* md: the map descriptor with the details of the mapping* alloc: a pointer to a function used to allocate pages for the mapping* ng: a boolean flag indicating if the mapping is non-global*/
static void __init __create_mapping(struct mm_struct *mm, struct map_desc *md,void *(*alloc)(unsigned long sz),bool ng)
{unsigned long addr, length, end;phys_addr_t phys;const struct mem_type *type;pgd_t *pgd;type mem_types[md-type];#ifndef CONFIG_ARM_LPAE----------------------(1)/** Catch 36-bit addresses*/if (md-pfn 0x100000) {create_36bit_mapping(mm, md, type, ng);return;}
#endifaddr md-virtual PAGE_MASK;----------------------(2)phys __pfn_to_phys(md-pfn);length PAGE_ALIGN(md-length (md-virtual ~PAGE_MASK));/** Check if the mapping can be made using pages.* If not, print a warning and ignore the request.*/if (type-prot_l1 0 ((addr | phys | length) ~SECTION_MASK)) {----------------------(3)pr_warn(BUG: map for 0x%08llx at 0x%08lx can not be mapped using pages, ignoring.\n,(long long)__pfn_to_phys(md-pfn), addr);return;}pgd pgd_offset(mm, addr);end addr length;----------------------(4)do {unsigned long next pgd_addr_end(addr, end);----------------------(5)/** Allocate a page directory entry for this range.* Initialize it with the appropriate page table* and make the mapping.*/alloc_init_p4d(pgd, addr, next, phys, type, alloc, ng);----------------------(6)/** Update the phys value with the end of the last mapped* page so that the next range can be allocated properly.*/phys next - addr;addr next;----------------------(7)} while (pgd, addr ! end);
}__create_mapping完成中创建映射的功能根据给定的映射描述结构体将虚拟地址与物理地址进行映射。
(1) 系统没有启用ARM LPAELarge Physical Address Extension并且物理页帧号大于等于0x100000调用create_36bit_mapping函数进行处理然后返回。 在早期阶段地址总线也是32位的即4G的内存地址空间。随着应用程序越来越丰富占用的内存总量很容易就超过了4G。但由于编程模型和地址总线的限制是无法使用超过4G的物理地址的。所以PAE/LPAE这种大内存地址方案应运而生。 PAE/LAPE方案其它很简单编程视角依然还是32位(4G的地址空间这层是虚拟地址空间。而计算机地址总线却使用超过32位的比如X86的就使用36位(64G)的地址总线ARM使用的是48位64G的地址总线。中间是通过保护模式(X86架构或者MMU机制(ARM架构提供的分页技术(paging)实现32位虚拟地址访问超过4G的物理内存空间。这项技术的关键是分页技术中的页表项使用超过4字节的映射表 ARM在LPAE模式下页表项是8字节因为使用超过4字节映射表就可以指示超过4G的内存空间。 (2) 获取虚拟地址的起始地址因为地址映射的最小单位是page因此这里进行mapping的虚拟地址需要对齐到page size同样的长度也需要对齐到page size。
3 首先检查映射类型的prot_l1字段是否为0。prot_l1表示第一级页表Level 1 Page Table的保护位。如果prot_l1为0表示无法使用页面进行映射。如果地址、物理地址和长度与SECTION_MASK存在非零位表示页面映射要求地址和长度并未按页面大小对齐。
4设置了页全局目录pgd的初始偏移并将结束地址end设置为起始地址addr加上长度length。
5然后使用pgd_addr_end函数计算下一个地址next该地址是当前地址和结束地址之间的较小值。
6调用alloc_init_p4d函数为当前范围内的地址分配一个页目录项初始化它的页表并进行映射。该函数使用给定的参数pgd、addr、next、phys、type、alloc和ng来执行这些操作。
7更新phys的值使其加上当前范围内映射的页面数以便正确分配下一个范围的地址。最后在循环的末尾递增pgd的值并检查是否达到了结束地址。如果没有达到继续循环处理下一个地址范围。
例子2 进程页表的映射
remap_pfn_range函数对于写过Linux驱动的人都不陌生很多驱动程序的mmap函数都会调用到该函数该函数实现了物理空间到用户进程的映射。
比如我们在用户空间读写SOC的寄存器时ARM中的寄存器通常都是memory map形式的在用户空间都要读写ARM空间的寄存器通常都要操作/dev/mem设备来实现最后都会调用到remap_pfn_range来实现。 VMA:准备要映射的进程地址空间的VMA的数据结构 addr要映射到 用户空间的起始地址 pfn准备要映射的物理内存的页帧号 size表示要映射的大小 prot表示要映射的属性
接下来我们从页表的角度看下函数的实现
int remap_pfn_range(struct vm_area_struct *vma, unsigned long addr,unsigned long pfn, unsigned long size, pgprot_t prot)
{pgd_t *pgd;unsigned long next;unsigned long end addr PAGE_ALIGN(size);struct mm_struct *mm vma-vm_mm;//从VMA获取当前进程的mm_struct结构unsigned long remap_pfn pfn;int err;if (WARN_ON_ONCE(!PAGE_ALIGNED(addr)))return -EINVAL;if (is_cow_mapping(vma-vm_flags)) {if (addr ! vma-vm_start || end ! vma-vm_end)return -EINVAL;vma-vm_pgoff pfn;}err track_pfn_remap(vma, prot, remap_pfn, addr, PAGE_ALIGN(size));if (err)return -EINVAL;vma-vm_flags | VM_IO | VM_PFNMAP | VM_DONTEXPAND | VM_DONTDUMP;//设置vm_flagsremap_pfn_range直接使用物理内存。Linux内核对物理页面分为两类normal mappingspecial mapping。special mapping就是内核不希望该页面参与到内核的页面回收等活动中。BUG_ON(addr end);pfn - addr PAGE_SHIFT;pgd pgd_offset(mm, addr);//找到页表项flush_cache_range(vma, addr, end);//以PGD_SIZE为步长遍历页表do {next pgd_addr_end(addr, end);//获取下一个PGD页表项的管辖的地址范围的起始地址err remap_p4d_range(mm, pgd, addr, next,pfn (addr PAGE_SHIFT), prot);//继续遍历下一级页表if (err)break;} while (pgd, addr next, addr ! end);if (err)untrack_pfn(vma, remap_pfn, PAGE_ALIGN(size));return err;
}遍历PUD页表
static inline int remap_pud_range(struct mm_struct *mm, p4d_t *p4d,unsigned long addr, unsigned long end,unsigned long pfn, pgprot_t prot)
{pud_t *pud;unsigned long next;int err;pfn - addr PAGE_SHIFT;pud pud_alloc(mm, p4d, addr);//找到pud页表项。对于二级页表来说PUD指向PGDif (!pud)return -ENOMEM;//以PUD_SIZE为步长遍历页表do {next pud_addr_end(addr, end);//获取下一个PUD页表项的管辖的地址范围的起始地址err remap_pmd_range(mm, pud, addr, next,pfn (addr PAGE_SHIFT), prot);//继续遍历下一级页表if (err)return err;} while (pud, addr next, addr ! end);return 0;
}Linux内核中实现了4级页表对于ARM32来说它是如何跳过中间两级页表的呢大家可以看下以下两个宏的实现
/* Find an entry in the second-level page table.. */
#ifndef pmd_offset
static inline pmd_t *pmd_offset(pud_t *pud, unsigned long address)
{return (pmd_t *)pud_page_vaddr(*pud) pmd_index(address);
}
#define pmd_offset pmd_offset
#endif接收指向页上级目录项的指针 pud 和线性地址 addr 作为参数。这个宏产生目录项 addr 在页中间目录中的偏移地址。在两级或三级分页系统中它产生 pud 即页全局目录项的地址。
#ifndef pud_offset
static inline pud_t *pud_offset(p4d_t *p4d, unsigned long address)
{return (pud_t *)p4d_page_vaddr(*p4d) pud_index(address);
}
#define pud_offset pud_offset
#endif参数为指向页全局目录项的指针 pgd 和线性地址 addr 。这个宏产生页上级目录中目录项 addr 对应的线性地址。在两级或三级分页系统中该宏产生 pgd 即一个页全局目录项的地址。
遍历PMD页表
remap_pmd_range函数和remap_pud_range类似。
static inline int ioremap_pmd_range(pud_t *pud, unsigned long addr,unsigned long end, phys_addr_t phys_addr, pgprot_t prot,pgtbl_mod_mask *mask)
{pmd_t *pmd;unsigned long next;pmd pmd_alloc_track(init_mm, pud, addr, mask);//找到对应的pmd页表项对于二级页表来说pmd指向pudif (!pmd)return -ENOMEM;//以PMD_SIZE为步长遍历页表do {next pmd_addr_end(addr, end);//获取下一个PMD页表项的管辖的地址范围的起始地址if (ioremap_try_huge_pmd(pmd, addr, next, phys_addr, prot)) {*mask | PGTBL_PMD_MODIFIED;continue;}//继续遍历下一级页表if (ioremap_pte_range(pmd, addr, next, phys_addr, prot, mask))return -ENOMEM;} while (pmd, phys_addr (next - addr), addr next, addr ! end);return 0;
}遍历PT页表
/** maps a range of physical memory into the requested pages. the old* mappings are removed. any references to nonexistent pages results* in null mappings (currently treated as copy-on-access)*/
static int remap_pte_range(struct mm_struct *mm, pmd_t *pmd,unsigned long addr, unsigned long end,unsigned long pfn, pgprot_t prot)
{pte_t *pte, *mapped_pte;spinlock_t *ptl;int err 0;mapped_pte pte pte_alloc_map_lock(mm, pmd, addr, ptl);//寻找相应的pte页表项。注意这里需要申请一个spinlock锁用来保护修改pte页表if (!pte)return -ENOMEM;arch_enter_lazy_mmu_mode();//以PAGE_SIZE为步长遍历PT页表do {BUG_ON(!pte_none(*pte));if (!pfn_modify_allowed(pfn, prot)) {err -EACCES;break;}/**pte_none()判断这个pte是否存在*pfn_pte()由页帧号pfn得到pte*pte_mkspecial()设置软件的PTE_SPECIAL标志位三级页表才会用该标志位*set_pte_at() 把pte设置到硬件页表中*/set_pte_at(mm, addr, pte, pte_mkspecial(pfn_pte(pfn, prot)));pfn;} while (pte, addr PAGE_SIZE, addr ! end);arch_leave_lazy_mmu_mode();pte_unmap_unlock(mapped_pte, ptl);//PT页表设置完成后需要把spinlock 释放return err;
}缺页中断do_anonymous_page
在缺页中断处理中匿名页面的触发条件为下面的两个条件当满足这两个条件的时候就会调用do_anonymous_page函数来处理匿名映射缺页异常代码实现在mm/memory.c文件中
发生缺页的地址所在页表项不存在是匿名页即是vma-vm_ops为空即vm_operations函数指针为空 我们知道在进程的task_struct结构中包含了一个mm_struct结构的指针mm_struct用来描述一个进程的虚拟地址空间。进程的 mm_struct 则包含装入的可执行映像信息以及进程的页目录指针pgd。该结构还包含有指向 ~vm_area_struct ~结构的几个指针每个 vm_area_struct 代表进程的一个虚拟地址区间。vm_area_struct 结构含有指向vm_operations_struct 结构的一个指针vm_operations_struct 描述了在这个区间的操作。vm_operations 结构中包含的是函数指针其中open、close 分别用于虚拟区间的打开、关闭而nopage 用于当虚存页面不在物理内存而引起的“缺页异常”时所应该调用的函数 /** We enter with non-exclusive mmap_lock (to exclude vma changes,* but allow concurrent faults), and pte mapped but not yet locked.* We return with mmap_lock still held, but pte unmapped and unlocked.*/
static vm_fault_t do_anonymous_page(struct vm_fault *vmf)
{struct vm_area_struct *vma vmf-vma;struct page *page;vm_fault_t ret 0;pte_t entry;/* File mapping without -vm_ops ? */if (vma-vm_flags VM_SHARED)-----------------(1)return VM_FAULT_SIGBUS;/** Use pte_alloc() instead of pte_alloc_map(). We cant run* pte_offset_map() on pmds where a huge pmd might be created* from a different thread.** pte_alloc_map() is safe to use under mmap_write_lock(mm) or when* parallel threads are excluded by other means.** Here we only have mmap_read_lock(mm).*/if (pte_alloc(vma-vm_mm, vmf-pmd))-----------------(2)return VM_FAULT_OOM;/* See the comment in pte_alloc_one_map() */if (unlikely(pmd_trans_unstable(vmf-pmd)))return 0;/* Use the zero-page for reads */if (!(vmf-flags FAULT_FLAG_WRITE) !mm_forbids_zeropage(vma-vm_mm)) {-----------------(3)entry pte_mkspecial(pfn_pte(my_zero_pfn(vmf-address),-----------------(4)vma-vm_page_prot));vmf-pte pte_offset_map_lock(vma-vm_mm, vmf-pmd,-----------------(5)vmf-address, vmf-ptl);if (!pte_none(*vmf-pte)) {-----------------(6)update_mmu_tlb(vma, vmf-address, vmf-pte);goto unlock;}ret check_stable_address_space(vma-vm_mm);-----------------(7)if (ret)goto unlock;/* Deliver the page fault to userland, check inside PT lock */if (userfaultfd_missing(vma)) {-----------------(8)pte_unmap_unlock(vmf-pte, vmf-ptl);return handle_userfault(vmf, VM_UFFD_MISSING);}goto setpte;}/* Allocate our own private page. */if (unlikely(anon_vma_prepare(vma)))-----------------(9)goto oom;page alloc_zeroed_user_highpage_movable(vma, vmf-address);-----------------(10)if (!page)goto oom;if (mem_cgroup_charge(page, vma-vm_mm, GFP_KERNEL))-----------------(11)goto oom_free_page;cgroup_throttle_swaprate(page, GFP_KERNEL);/** The memory barrier inside __SetPageUptodate makes sure that* preceding stores to the page contents become visible before* the set_pte_at() write.*/__SetPageUptodate(page);-----------------(12)entry mk_pte(page, vma-vm_page_prot);-----------------(13)entry pte_sw_mkyoung(entry);if (vma-vm_flags VM_WRITE)entry pte_mkwrite(pte_mkdirty(entry));-----------------(14)vmf-pte pte_offset_map_lock(vma-vm_mm, vmf-pmd, vmf-address,vmf-ptl);-----------------(15)if (!pte_none(*vmf-pte)) {update_mmu_cache(vma, vmf-address, vmf-pte);-----------------(16)goto release;}ret check_stable_address_space(vma-vm_mm);-----------------(17)if (ret)goto release;/* Deliver the page fault to userland, check inside PT lock */if (userfaultfd_missing(vma)) {pte_unmap_unlock(vmf-pte, vmf-ptl);put_page(page);return handle_userfault(vmf, VM_UFFD_MISSING);}inc_mm_counter_fast(vma-vm_mm, MM_ANONPAGES);-----------------(18)page_add_new_anon_rmap(page, vma, vmf-address, false);-----------------(19)lru_cache_add_inactive_or_unevictable(page, vma);-----------------(20)
setpte:set_pte_at(vma-vm_mm, vmf-address, vmf-pte, entry);-----------------(21)/* No need to invalidate - it was non-present before */update_mmu_cache(vma, vmf-address, vmf-pte);-----------------(22)
unlock:pte_unmap_unlock(vmf-pte, vmf-ptl);return ret;
release:put_page(page);goto unlock;
oom_free_page:put_page(page);
oom:return VM_FAULT_OOM;
}如果是共享则意味着之前以及通过mmap方式在其他进程申请过物理内存vma应该存在对应物理内存映射不应该再发生page fault调用pte_alloc函数来为页面表表项PTE分配内存并传递vma-vm_mm和vmf-pmd作为参数如果页面错误不是写操作且内存管理子系统允许使用零页则映射到零页面生成一个特殊页表项映射到专有的0页一页大小据pmd,address找到pte表对应的一个表项并且lock住如果页表项不为空则调用update_mmu_tlb函数更新内存管理单元MMU的转换查找缓冲TLB并且跳unlock。检查地址空间的稳定性。如果发现userfaultfd缺失则解除映射并解锁页面表项PTE对vma进行预处理主要是创建anon_vma和anon_vma_chain为后续反向映射做准备从高端内存区的伙伴系统中获取一个页这个页会清0申请内存成功之后将新申请的page加入到mcgroup管理设置此页的PG_uptodate标志表示此页是最新的将页面和页面保护位vma-vm_page_prot组合成一个 PTE 条目。如果vma区是可写的则给页表项添加允许写标志。将 PTE 条目的 Dirty 位和 Young 位设置为1。锁定 pte 条目防止同时更新和更多虚拟内存对物理内存映射pte条目存在的话让mmu更新页表项应该会清除tlb检查给定的内存是否从用户拷贝过来的。如果从用户拷贝过来的内存不稳定不用处理。增加mm_struct中匿名页的统计计数对这个新页进行反向映射主要工作是:设置此页的_mapcount 0说明此页正在使用但是是非共享的(0是共享)。设置page-mapping最低位为1page-mapping指向此vma-anon_vmapage-index存放此page在vma中的第几页。通过判断将页加入到活动lru缓存或者不能换出页的lru链表将上面配置好的页表项写入页表更新mmu的cache
do_anonymous_page首先判断一下匿名页是否是共享的如果是共享的匿名映射但是虚拟内存区域没有提供虚拟内存操作集合 就返回错误然后判断一下pte页表是否存在如果直接页表不存在那么分配页表
接下来判读缺页异常是由读操作触发的还是写操作触发的如果是读操作触发的生成特殊的页表项映射到专用的零页设置页表项后返回如果是写操作触发的需要初始化vma中的anon_vma_chain和anon_vma分配物理页用于匿名映射调用mk_pte函数生成页表项设置页表项的脏标志位和写权限设置页表项后返回。
小结
从以上的分析中我们可以学习到关于常用的页表的宏的使用方法。Linux内核就是这样你不光可以看到某个函数的实现还可以看到某个函数的调用过程。所以大家对某个函数有疑问的时候可以顺着这样的思路去学习。
ARM32页表和Linux页表那些奇葩的地方
ARM32硬件页表中PGD页目录项PGD是从20位开始的但是为何头文件定义是从21位开始
历史原因Linux最初是基于x86的体系结构设计的因此Linux内核很多的头文件的定义都是基于x86的特别是关于PTE页表项里面的很多比特位的定义。因此ARM在移植到Linux时只能参考x86版本的Linux内核的实现。
X86的PGD是从bit22 ~ bit31总共10bit位1024页表项。PT页表从bit12 ~ bit 21 总共 10 bit位1024页表项。
ARM的PGD是从bit20 ~ bit31总共12bit 4096页表项。PT域从bit12 ~ bit 19总共8bit2556页表项。
X86和ARM页表最大的差异在于PTE页表内容的不同。 Linux内核版本的PTE比特位的定义
/** Linux PTE definitions for LPAE.** These bits overlap with the hardware bits but the naming is preserved for* consistency with the classic page table format.*/
#define L_PTE_VALID (_AT(pteval_t, 1) 0) /* Valid */
#define L_PTE_PRESENT (_AT(pteval_t, 3) 0) /* Present */
#define L_PTE_USER (_AT(pteval_t, 1) 6) /* AP[1] */
#define L_PTE_SHARED (_AT(pteval_t, 3) 8) /* SH[1:0], inner shareable */
#define L_PTE_YOUNG (_AT(pteval_t, 1) 10) /* AF */
#define L_PTE_XN (_AT(pteval_t, 1) 54) /* XN */
#define L_PTE_DIRTY (_AT(pteval_t, 1) 55)
#define L_PTE_SPECIAL (_AT(pteval_t, 1) 56)
#define L_PTE_NONE (_AT(pteval_t, 1) 57) /* PROT_NONE */
#define L_PTE_RDONLY (_AT(pteval_t, 1) 58) /* READ ONLY */#define L_PMD_SECT_VALID (_AT(pmdval_t, 1) 0)
#define L_PMD_SECT_DIRTY (_AT(pmdval_t, 1) 55)
#define L_PMD_SECT_NONE (_AT(pmdval_t, 1) 57)
#define L_PMD_SECT_RDONLY (_AT(pteval_t, 1) 58)ARM32的PTE比特位的定义
/** - extended small page/tiny page*/
#define PTE_EXT_XN (_AT(pteval_t, 1) 0) /* v6 */
#define PTE_EXT_AP_MASK (_AT(pteval_t, 3) 4)
#define PTE_EXT_AP0 (_AT(pteval_t, 1) 4)
#define PTE_EXT_AP1 (_AT(pteval_t, 2) 4)
#define PTE_EXT_AP_UNO_SRO (_AT(pteval_t, 0) 4)
#define PTE_EXT_AP_UNO_SRW (PTE_EXT_AP0)
#define PTE_EXT_AP_URO_SRW (PTE_EXT_AP1)
#define PTE_EXT_AP_URW_SRW (PTE_EXT_AP1|PTE_EXT_AP0)
#define PTE_EXT_TEX(x) (_AT(pteval_t, (x)) 6) /* v5 */
#define PTE_EXT_APX (_AT(pteval_t, 1) 9) /* v6 */
#define PTE_EXT_COHERENT (_AT(pteval_t, 1) 9) /* XScale3 */
#define PTE_EXT_SHARED (_AT(pteval_t, 1) 10) /* v6 */
#define PTE_EXT_NG (_AT(pteval_t, 1) 11) /* v6 */那X86和ARM的页表差距这么大软件怎么设计呢Linux内核的内存管理已经适配了X86的页表项我们可以通过软件适配的办法来解决这个问题。因此ARM公司在移植该方案时提出了两套页表的方案。一套页表是为了迎合ARM硬件的真实页表另一套页表是为了迎合Linux真实的页表。
对于PTE页表来说一下子就多出了一套页表一套页表256表项每个表项占用4字节。为了软件实现的方便软件会把两个页表合并成一个页表。4套页表正好占用256 * 4 * 4 4K的空间。因此Linux实现的时候就分配了一个page 来存放这些页表。
这一套方案的话相当于每个PGD页表项有8字节包含指向两套PTE页表项的entry。每4个字节指向一个物理的二级页表。 本文参考
奔跑吧Linux内核
http://www.wowotech.net/memory_management/mem_init_3.html
http://blog.chinaunix.net/uid-628190-id-5821835.html
https://blog.csdn.net/zhoutaopower/article/details/88940727
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https://zhuanlan.zhihu.com/p/543076384
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https://www.cnblogs.com/arnoldlu/p/8335508.html
https://www.cnblogs.com/tolimit/p/5398552.html
https://blog.csdn.net/weixin_42419952/article/details/124392825
https://blog.csdn.net/sinat_22338935/article/details/128899811
https://zhuanlan.zhihu.com/p/377905409
https://www.cnblogs.com/pwl999/p/15534986.html
