深入理解Linux内存映射机制 (3)

向了第768个表项。

然后函数开始一个循环即开始填充从768到1024这256个目录项的内容。
one_md_table_init()函数根据pgd找到指向的pmd表。

它同样在mm/init.c中定义:
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， 如果内核不启用PAE选项， 函数将通过 pmd_offset返回pgd的地址。因为linux的二级映射模型，本来就是忽略pmd中间目录表的。
接着又个判断语句：
>> if (pfn >= max_low_pfn)
>> continue;
这个很关键， max_low_pfn代表着整个物理内存一共有多少页框。 当pfn大于max_low_pfn的时候，表明内核已经把整个物理内存都映射到了系统空间中， 所以剩下有没被填充的表项就直接忽略了。因为内核已经可以映射整个物理空间了， 没必要继续填充剩下的表项。
紧接着的第2个for循环，在linux的3级映射模型中，是要设置pmd表的， 但在2级映射中忽略， 只循环一次，直接进行页表pte的设置。
>> address = pfn * PAGE_SIZE PAGE_OFFSET;
address是个线性地址， 根据上面的语句可以看出address是从0xc000000开始的，也就是从内核空间开始，后面在设置页表项属性的时候会用到它.
>> pte = one_page_table_init(pmd);
根据pmd分配一个页表, 代码同样在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宏判断pmd表是否为空, 如果为空则要利用alloc_bootmem_low_pages分配一个4k大小的物理页面。 然后通过set_pmd(pmd, __pmd

(__pa(page_table) | _PAGE_TABLE));来设置pmd表项。page_table显然属于线性地址，先通过__pa宏转化为物理地址,在与上_PAGE_TABLE宏，此时它们还是无符号整数，在通过__pmd把无符号整数转化为pmd类型，经过这些转换， 就得到了一个具有属性的表项， 然后通过set_pmd宏设置pmd表项.

接着又是一个循环，设置1024个页表项。

is_kernel_text函数根据前面提到的address来判断address线性地址是否属于内核代码段,它同样在mm/init.c中定义:

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是个内核符号， 在内核链接的时候生成的， 分别表示内核代码段的开始和终止地址.

如果address属于内核代码段， 那么在设置页表项的时候就要加个PAGE_KERNEL_EXEC属性，如果不是，则加个PAGE_KERNEL属性.

#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)

最后通过set_pte(pte, pfn_pte(pfn, PAGE_KERNEL));来设置页表项， 先通过pfn_pte宏根据页框号和页表项的属性值合并成一个页表项值，

然户在用set_pte宏把页表项值写到页表项里。
当pagetable_init()函数返回后，内核已经设置好了内核页表，紧着调用load_cr3(swapper_pg_dir);
#define load_cr3(pgdir) \
asm volatile("movl ％0,％％cr3": :"r" (__pa(pgdir)))
将控制swapper_pg_dir送入控制寄存器cr3. 每当重新设置cr3时， CPU就会将页面映射目录所在的页面装入CPU内部高速缓存中的TLB部分. 现在内存中(实际上是高速缓存中）的映射目录变了，就要再让CPU装入一次。由于页面映射机制本来就是开启着的， 所以从这条指令以后就扩大了系统空间中有映射区域的大小, 使整个映射覆盖到整个物理内存(高端内存)除外. 实际上此时swapper_pg_dir中已经改变的目录项很可能还在高速缓存中， 所以还要通过__flush_tlb_all()将高速缓存中的内容冲刷到内存中，这样才能保证内存中映射目录内容的一致性。
3.4 对如何构建页表的总结
通过上述对pagetable_init()的剖析， 我们可以清晰的看到， 构建内核页表， 无非就是向相应的表项写入下一级地址和属性。 在内核空间保留着一部分内存专门用来存放内核页表.当cpu要进行寻址的时候，无论在内核空间，还是在用户空间， 都会通过这个页表来进行映射。对于这个函数， 内核把整个物理内存空间都映射完了， 当用户空间的进程要使用物理内存时， 岂不是不能做相应的映射了？ 其实不会的， 内核只是做了映射， 映射不代表使用， 这样做是内核为了方便管理内存而已。

四. 实例分析映射机制
4.1示例代码
通过前面的理论分析，我们通过编写一个简单的程序， 来分析内核是如何把线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();
}
这段代码很简单， 我们故意要main调用test函数， 就是想看下test函数的虚拟地址是如何映射成物理地址的。
4.2 段式映射分析
我们先编译， 在反汇编下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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