深入理解Linux內存映射機制 (3)

向了第768個表項。

然后函數開始一個循環即開始填充從768到1024這256個目錄項的內容。
one_md_table_init()函數根據pgd找到指向的pmd表。

它同樣在mm/init.c中定義:
static pmd_t * __init one_md_table_init(pgd_t *pgd)
{
pmd_t *pmd_table;

#ifdef CONFIG_X86_PAE
pmd_table = (pmd_t *) alloc_bootmem_low_pages(PAGE_SIZE);
set_pgd(pgd, __pgd(__pa(pmd_table) | _PAGE_PRESENT));
if (pmd_table != pmd_offset(pgd, 0))
BUG();
#else
pmd_table = pmd_offset(pgd, 0);
#endif
return pmd_table;
}
可以看出， 如果內核不啟用PAE選項， 函數將通過 pmd_offset返回pgd的地址。因為linux的二級映射模型，本來就是忽略pmd中間目錄表的。
接著又個判斷語句：
>> if (pfn >= max_low_pfn)
>> continue;
這個很關鍵， max_low_pfn代表著整個物理內存一共有多少頁框。 當pfn大于max_low_pfn的時候，表明內核已經把整個物理內存都映射到了系統空間中， 所以剩下有沒被填充的表項就直接忽略了。因為內核已經可以映射整個物理空間了， 沒必要繼續填充剩下的表項。
緊接著的第2個for循環，在linux的3級映射模型中，是要設置pmd表的， 但在2級映射中忽略， 只循環一次，直接進行頁表pte的設置。
>> address = pfn * PAGE_SIZE PAGE_OFFSET;
address是個線性地址， 根據上面的語句可以看出address是從0xc000000開始的，也就是從內核空間開始，后面在設置頁表項屬性的時候會用到它.
>> pte = one_page_table_init(pmd);
根據pmd分配一個頁表, 代碼同樣在mm/init.c中:
static pte_t * __init one_page_table_init(pmd_t *pmd)
{
if (pmd_none(*pmd)) {
pte_t *page_table = (pte_t *) alloc_bootmem_low_pages(PAGE_SIZE);
set_pmd(pmd, __pmd(__pa(page_table) | _PAGE_TABLE));
if (page_table != pte_offset_kernel(pmd, 0))
BUG();
return page_table;
}
return pte_offset_kernel(pmd, 0);
}
pmd_none宏判斷pmd表是否為空, 如果為空則要利用alloc_bootmem_low_pages分配一個4k大小的物理頁面。 然后通過set_pmd(pmd, __pmd

(__pa(page_table) | _PAGE_TABLE));來設置pmd表項。page_table顯然屬于線性地址，先通過__pa宏轉化為物理地址,在與上_PAGE_TABLE宏，此時它們還是無符號整數，在通過__pmd把無符號整數轉化為pmd類型，經過這些轉換， 就得到了一個具有屬性的表項， 然后通過set_pmd宏設置pmd表項.

接著又是一個循環，設置1024個頁表項。

is_kernel_text函數根據前面提到的address來判斷address線性地址是否屬于內核代碼段,它同樣在mm/init.c中定義:

static inline int is_kernel_text(unsigned long addr)
{
if (addr >= (unsigned long)_stext && addr <= (unsigned long)__init_end)
return 1;
return 0;
}

_stext, __init_end是個內核符號， 在內核鏈接的時候生成的， 分別表示內核代碼段的開始和終止地址.

如果address屬于內核代碼段， 那么在設置頁表項的時候就要加個PAGE_KERNEL_EXEC屬性，如果不是，則加個PAGE_KERNEL屬性.

#define _PAGE_KERNEL_EXEC \
(_PAGE_PRESENT | _PAGE_RW | _PAGE_DIRTY | _PAGE_ACCESSED)

#define _PAGE_KERNEL \
(_PAGE_PRESENT | _PAGE_RW | _PAGE_DIRTY | _PAGE_ACCESSED | _PAGE_NX)

最后通過set_pte(pte, pfn_pte(pfn, PAGE_KERNEL));來設置頁表項， 先通過pfn_pte宏根據頁框號和頁表項的屬性值合并成一個頁表項值，

然戶在用set_pte宏把頁表項值寫到頁表項里。
當pagetable_init()函數返回后，內核已經設置好了內核頁表，緊著調用load_cr3(swapper_pg_dir);
#define load_cr3(pgdir) \
asm volatile("movl ％0,％％cr3": :"r" (__pa(pgdir)))
將控制swapper_pg_dir送入控制寄存器cr3. 每當重新設置cr3時， CPU就會將頁面映射目錄所在的頁面裝入CPU內部高速緩存中的TLB部分. 現在內存中(實際上是高速緩存中）的映射目錄變了，就要再讓CPU裝入一次。由于頁面映射機制本來就是開啟著的， 所以從這條指令以后就擴大了系統空間中有映射區域的大小, 使整個映射覆蓋到整個物理內存(高端內存)除外. 實際上此時swapper_pg_dir中已經改變的目錄項很可能還在高速緩存中， 所以還要通過__flush_tlb_all()將高速緩存中的內容沖刷到內存中，這樣才能保證內存中映射目錄內容的一致性。
3.4 對如何構建頁表的總結
通過上述對pagetable_init()的剖析， 我們可以清晰的看到， 構建內核頁表， 無非就是向相應的表項寫入下一級地址和屬性。 在內核空間保留著一部分內存專門用來存放內核頁表.當cpu要進行尋址的時候，無論在內核空間，還是在用戶空間， 都會通過這個頁表來進行映射。對于這個函數， 內核把整個物理內存空間都映射完了， 當用戶空間的進程要使用物理內存時， 豈不是不能做相應的映射了？ 其實不會的， 內核只是做了映射， 映射不代表使用， 這樣做是內核為了方便管理內存而已。

四. 實例分析映射機制
4.1示例代碼
通過前面的理論分析，我們通過編寫一個簡單的程序， 來分析內核是如何把線性地址映射到物理地址的。
[root@localhost temp]# cat test.c
#include <stdio.h>
void test(void)
{
printf("hello, world.\n");
}
int main(void)
{
test();
}
這段代碼很簡單， 我們故意要main調用test函數， 就是想看下test函數的虛擬地址是如何映射成物理地址的。
4.2 段式映射分析
我們先編譯， 在反匯編下test文件
[root@localhost temp]# gcc -o test test.c
[root@localhost temp]# objdump -d test
08048368 <test>:
8048368: 55 push ％ebp
8048369: 89 e5 mov ％esp,％ebp
804836b: 83 ec 08 sub $0x8,％esp
804836e: 83 ec 0c sub $0xc,％esp
8048371: 68

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