进程的页表创建详解

[那么每个进程的页表是怎么创建的呢？]

进程的内核页全局目录的装载过程

do_fork()->copy_process()->copy_mm()(如果是fork一个内核线程kernel thread的话，内核线程将会直接使用当前普通进程的页表集，内核线程并不拥有自己的页表集)->dup_mm()->mm_init()->mm_alloc_pgd()->pgd_alloc

pgd_alloc()

{

    pgd = (pgd_t *)__get_free_page(PGALLOC_GFP)   //为pgd分为一个物理页

    preallocate_pmds(pmds)     //为pmd 页中间目录预先分配页请参考下面的 分析

     preallocate_pmds(pmd_t *pmds[])

     {

        int i;

        bool failed = false;

        for(i = 0; i < PREALLOCATED_PMDS; i++) {  //PREALLOCATED 该宏只有在定义了 CONFIG_X86_PAE即PAE模式时才有用,否则该宏为0，即32位系统在没有开启PAE模式时只使用三级页表机制

                pmd_t *pmd = (pmd_t *)__get_free_page(PGALLOC_GFP);

                if (pmd == NULL)

                        failed = true;

                pmds[i] = pmd;

        }   

        return 0;

}

     pgd_ctor(mm, pgd)   //将swapper_pg_dir全局页目录（部分后256项--即内核最后1G的虚拟地址,这里指的是内核的页表）拷到pgd里，则可以看出，linux下所有进程的内核页全局目录是一样的，都是swapper_pg_dir里最后的1/4的内容，而每个进程的用户态的页表确是不同的，所以在dup_mmap会去将父进程的页表一项一项的爬出来设置为当前进程的页表。

           pgd_ctor{

                     clone_pgd_range(pgd + KERNEL_PGD_BOUNDARY,swapper_pg_dir + KERNEL_PGD_BOUNDARY,KERNEL_PGD_PTRS);

                                 //KERNEL_PGD_BOUNDARY=768,  KERNEL_PGD_PTRS=256    //具体的值见下面的macro

                                //将swapper_pg_dir 中的768到1024项拷到pgd里，即所有的进程的内核页是相同的。

                          pgd_set_mm(pgd, mm);  pgd->index = mm    建立反向映射吧

                          pgd_list_add(pgd);   将pgd加入到pgd_list中去

                         }

进程的用户态地址页拷贝

dup_mmap()函数实现页表映射的拷贝

dup_mmap()

{

    struct vm_area_struct *mpnt,

    for (mpnt = oldmm->mmap; mpnt; mpnt = mpnt->vm_next) { //遍历父进程的所有的虚拟地址空间

                 tmp = kmem_cache_alloc(vm_area_cachep, GFP_KERNEL); //分配一个新的虚拟地址空间

                *tmp = *mpnt;   //将父进程的虚拟地址空间拷贝到新分配的虚拟地址空间中去，并将新分配的虚拟地址空间插入到新进程内存空间中去，这里有两种数据结构，一种是链表用于方便的遍历所有的虚拟地址空间，另一种是红黑树，用来快速的找出适合的虚拟地址空间块

               *pprev = tmp;

                pprev = &tmp->vm_next;

                tmp->vm_prev = prev;

                prev = tmp;

                __vma_link_rb(mm, tmp, rb_link, rb_parent); //插入红黑树中去

                rb_link = &tmp->vm_rb.rb_right;

                rb_parent = &tmp->vm_rb;

                retval = copy_page_range(mm, oldmm, mpnt); //最后进行重新映射,要是没有这项(页表复制)的话，即使有合法访问的虚拟存储区域，但是没有正确的页表，不能访问到具体的物理内存，所以为了能建立正确的页映射，使进程能够访问到具体的物理页。

     }

 }

页表的复制

copy_page_range()

{

        dst_pgd = pgd_offset(dst_mm, addr);  //取得pgd

        src_pgd = pgd_offset(src_mm, addr); //取得pgd

      do {

          copy_pud_range();  //拷贝页上级目录

      } while (...)

}

copy_pud_range()

{

        dst_pud = pud_alloc(dst_mm, dst_pgd, addr); //分配一页内存做为页上级表，如果是32位没有开启PAE的话，pud就等于pgd

        src_pud = pud_offset(src_pgd, addr);

      do {

          copy_pmd_range();  //拷贝页中间目录

      } while (...)

}

copy_pud_range()

{

        dst_pmd = pmd_alloc(dst_mm, dst_pud, addr); //分配一页内存做为页中间目录,如果是32位没有开启PAE的话，pud就等于pgd

        src_pmd = pmd_offset(src_pud, addr);

      do {

          copy_pte_range();  //拷贝页表项

      } while (...)

}

copy_pte_range

{

   dst_pte = pte_alloc_map_lock(); //分配大小为一页的页表

     do {

         copy_one_pte() //具体的实现是set_pte_at(dst_mm, addr, dst_pte, pte) 即native_set_pte中的 *dst_pte = pte

     }

}

//分配pmd

 static inline pmd_t *pmd_alloc(struct mm_struct *mm, pud_t *pud, unsigned long address)

{

        return (unlikely(pud_none(*pud)) && __pmd_alloc(mm, pud, address))? NULL: pmd_offset(pud, address);

}

在32位的non-pae里__pmd_alloc直接返回0，否则__pmd_alloc()分配一页做为pmd

int __pmd_alloc(struct mm_struct *mm, pud_t *pud, unsigned long address)

{                                               

        pmd_t *new = pmd_alloc_one(mm, address);  //直接分配一页

        if (!new)

                return -ENOMEM;

        smp_wmb(); /* See comment in __pte_alloc */

        spin_lock(&mm->page_table_lock);

#ifndef __ARCH_HAS_4LEVEL_HACK

        if (pud_present(*pud))          /* Another has populated it */

                pmd_free(mm, new); 

        else

                pud_populate(mm, pud, new);

#else

        if (pgd_present(*pud))          /* Another has populated it */

                pmd_free(mm, new);

        else

                pgd_populate(mm, pud, new);

#endif /* __ARCH_HAS_4LEVEL_HACK */

        spin_unlock(&mm->page_table_lock);

        printk (KERN_INFO "wangbo in __pmd_alloc\n");

        return 0;

}

[some macro definition]

#define PAGE_OFFSET 0xc0000000

#define PGDIR_SHIFT     22

#define PTRS_PER_PGD    1024

#define pgd_index(address) (((address) >> PGDIR_SHIFT) & (PTRS_PER_PGD - 1)) 

#define KERNEL_PGD_BOUNDARY     pgd_index(PAGE_OFFSET) // 768

#define KERNEL_PGD_PTRS         (PTRS_PER_PGD - KERNEL_PGD_BOUNDARY) //256

 

mm_alloc_pgd() 函数会调用pgd_alloc()会为该进程分配一页(4K)的页全局目录的线性地址并保存在 task_struct->mm_struct->pgd中

具体的实现是通过__get_free_pages((gfp_mask), 0)实现的，该函数通过alloc_pages()在低端内存里( 小于896M的空间里)分配一个页描述符(struct page *page)，并将该页的页描述符通过page_address()转换成虚拟地址。实际上就是通过__va(PFN_PHYS(page_to_pfn(page)))先将页描述符转换成实际物理地址((page - mem_map) << 12 )(所有的物理页描述符存放在mem_map数组里，左移12是一页4K的大小)，然后再将物理地址通过__va转换成虚拟地址，也即将得到的低端物理内存地址直接加上PAGE_OFFSET即可 (unsigned long )(x)+PAGE_OFFSET

到现在可以得知进程描述符里的mm_struct->pgd是线性地址，而且属于内核空间的地址(大于0xc0000000)。

pte的映射（写时复制机制）

dup_mm()->dup_mmap 中完成中间页表pmd到页表pte的映射从而建立起页表，并将每一个pte页表，置为只读，以便激发起写时复制技术dup_mmap执行，继续复制pte页表项，使子进程的每个中间页表pmd的每个页表项pte=父进程对应的该pte，并且将该pte最后几个标志位中的只读位置1，从而完成写时复制的准备工作

cr3寄存器的加载

cr3寄存器的加载是在进程调度的时候更新的，具体如下

schedule()->context_switch()->switch_mm()->load_cr3(next->pgd)

load_cr3加载的是mm_struct->pgd，即线性地址，而实际上加裁到cr3寄存器的是实际的物理地址write_cr3(__pa(pgdir));在装载cr3寄存器时将线性地址通过__pa转换成了物理地址了，所以cr3寄存器是装的是实实在在的物理地址。

 

 

正在使用的页目录的物理地址存在cr3控制寄存器中

当要fork一个新的进程时，会先去分配一个物理页（4K）（copy_mm()->dup_mm()->mm_init()中实现）作为该进程的页目录

32位机器时 4K页里可用1024项，而页目录里的每一项指向一个页表（4K),4K的页表也只有1024项可用，而页表中的每一项又指向具体的一页，所以一个进程的理论可用的空间是1024( 页目录)x1024(页表)x4Kb(每页4K）= 4G(物理页)

 

上述说的cr3寄存器装载的是普通进程的页目录首地址，而内核线程使用的是swapper_pg_dir页目录地址

内核态访问的是线性地址空间，没有线性地址的物理内存是不能被内核访问的，因此，映射就是指将物理内存地址映射到内核线性地址上。这样内核才能访问。

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