linux内核的一点总结

linux内核分析之缺页中断

地址为内核空间：

1，当地址为内核地址空间并且在内核中访问时，如果是非连续内存地址，将init_mm中对应的项复制到本进程对应的页表项做修正；

2，地址为内核空间时，检查页表的访问权限；

3，如果1,2没搞定，跳到非法访问处理（在后面详细分析这个）；

地址为用户空间：

4，如果使用了保留位，打印信息，杀死当前进程；

5，如果在中断上下文中火临界区中时，直接跳到非法访问；

6，如果出错在内核空间中，查看异常表，进行相应的处理；

7，查找地址对应的vma，如果找不到，直接跳到非法访问处，如果找到正常，跳到good_area；

8，如果vma->start_address>address，可能是栈太小，对齐进行扩展；

9，good_area处，再次检查权限；

10，权限正确后分配新页框，页表等；

简单来说，讨论linux页表就是讨论linux进程的的页表：linux页表的创建与更新都包含于进程的创建与更新中。当前的linux内核采用的是写时复制方法，在创建一个linux进程时，完全复制父进程的页表，并且将父子进程的页表均置为写保护（即写地址的时候会产生缺页异常等）。那么父子进程谁向地址空间写数据时，产生缺页异常，分配新的页，并将两个页均置为可写，按照这种方式父子进程的地址空间渐渐变得不同。
    按照上面的分析, 只需要讨论第一个进程页表初始化，进程创建时页表的拷贝，以及缺页异常时页表的更新即可。
1.init_task进程页表的初始化
    init_task的地址空间是init_mm, init_mm在内核初始化的时候就赋值给了current->active_mm. init_mm的初始化页表是swapper_pg_dir，在mips架构中swapper_pg_dir初始化在函数pagetable_init中，初始化关系是
swapper_pg_dir -> invalide_pmd_table -> invalide_pte_table 或
swapper_pg_dir -> invalide_pte_table.
即在init_mm中，页表指向的全部是invalide_pte_table。
2.创建进程时页表的拷贝
    进程创建一般调用的是do_fork函数，按照如下调用关系：
    do_fork->copy_process->copy_mm->dup_mm->dup_mmap->copy_page_range
    找到copy_page_range函数，这个函数便是负责页表的拷贝，函数核心代码如下：
 874     do {
 875         next = pgd_addr_end(addr, end);
 876         if (pgd_none_or_clear_bad(src_pgd))
 877             continue;
 878         if (unlikely(copy_pud_range(dst_mm, src_mm, dst_pgd, src_pgd,
 879                         vma, addr, next))) {
 880             ret = -ENOMEM;
 881             break;
 882         }
 883     } while (dst_pgd++, src_pgd++, addr = next, addr != end);
     copy_pud_range便是拷贝pud表，copy_pud_range调用copy_pmd_range, copy_pmd_range调用copy_pte_range，以此完成对三级页表的复制。需要注意的是在copy_pte_range调用的copy_one_pte中有如下代码：
 694     if (is_cow_mapping(vm_flags)) {
 695         ptep_set_wrprotect(src_mm, addr, src_pte);
 696         pte = pte_wrprotect(pte);
 697     }
这里便是判断如果采用的是写时复制，便将父子页均置为写保护，即会产生如下所示的缺页异常。
3.缺页异常时页表的更新
  由页表的初始化可以看到，init_mm的页表全指向无效页表，然而普通的进程中不可能页表均指向无效项，因此肯定拥有一个不断扩充页表的机制，这个机制是通过缺页异常实现的。
  以mips为例，mips的缺页异常最终会调用do_page_fault，do_page_fault调用handle_mm_fault，handle_mm_fault是公共代码，一般所有的缺页异常均会调用handle_mm_fault的核心代码如下：
3217     pud = pud_alloc(mm, pgd, address);
3218     if (!pud)
3219         return VM_FAULT_OOM;
3220     pmd = pmd_alloc(mm, pud, address);
3221     if (!pmd)
3222         return VM_FAULT_OOM;
3223     pte = pte_alloc_map(mm, pmd, address);
3224     if (!pte)
3225         return VM_FAULT_OOM;
其中pud_alloc代码如下：
1056 static inline pud_t *pud_alloc(struct mm_struct *mm, pgd_t *pgd, unsigned long address)
1057 {   
1058     return (unlikely(pgd_none(*pgd)) && __pud_alloc(mm, pgd, address))?
1059         NULL: pud_offset(pgd, address);
1060 }   
其中pgd_none用于判断pgd是否为invalide,如果是可调用__pud_alloc,如果不是获得其地址继续查。
pmd_alloc函数和pte_alloc_map函数类似。
因此可以看出，在缺页异常中，会按照地址一次查三张页表，如果页表为invalide，比如invalide_pmd_table或invalide_pte_table，则会分配一个新的页表项取代invalide的页表项。这便是页表扩充的机制。
需要注意的是handle_mm_fault最终会调用handle_pte_fault，在handle_pte_fault函数中有如下代码：
3171     if (flags & FAULT_FLAG_WRITE) {
3172         if (!pte_write(entry))
3173             return do_wp_page(mm, vma, address,
3174                     pte, pmd, ptl, entry);
3175         entry = pte_mkdirty(entry);
3176     }
即在缺页异常中如果遇到写保护会调用do_wp_page，这里面会处理上面所说的写时复制中父子进程区分的问题。
如上三个部分便是linux页表的大体处理框架

 

三级页表结构示意图[zz]

图3.3 Linux的三级页表结构

Linux总是假定处理器有三级页表。每个页表通过所包含的下级页表的页面框号来访问。图3.3给出了虚拟地址是如何分割成多个域的，每个域提供了 某个指定页表的偏移。为了将虚拟地址转换成物理地址，处理器必须得到每个域的值。这个过程将持续三次直到对应于虚拟地址的物理页面框号被找到。最后再使用 虚拟地址中的最后一个域，得到了页面中数据的地址。

为了实现跨平台运行，Linux提供了一系列转换宏使得核心可以访问特定进程的页表。这样核心无需知道 页表入口的结构以及它们的排列方式。

这种策略相当成功，无论在具有三级页表结构的Alpha AXP还是两级页表的Intel X86处理器中，Linux总是使 用相同的页表操纵代码。

Linux进程调度和切换过程分析

内容：

（1）：从schedule()开始，几种不同类型的进程之间的调度选择;在相同类型的进程之间的调度选择算法

（2）：从CPU的IP值的变化上，说明在switch_to宏执行后，执行分析

（3）：堆栈发生切换位置，在切换堆栈前后，current_thread_info变化

（4）：地址空间发生切换，解释地址空间的切换不会影响后续切换代码的执行

（5）：current宏所代表的进程发生变化的源码位置

（6）：任务状态段中关于内核堆栈的信息发生变化源码位置

1，从schedule()开始，说明几种不同类型的进程之间的调度选择；在相同类型的进程之间的调度选择算法。

在schedule()函数中，

 

首先禁止抢占，获取当前CPU，该CPU的执行队列，队列上正在执行的进程，以及该进程的交换计数信息并释放该进程占用的锁。之后，对禁止中断，更新运行队列时钟，该队列的自旋时钟加锁，后清除当前进程的thread_flag中TIF_NEED_RESCHED，

 

如果进程不在可运行状态，并且可被抢占，若进程处于非阻塞挂起，则将其改为可运行，否则调用deactivate_task()函数，并修改上下文交换次数。其中在deactive_task()函数中调用了denqueue_task()函数：

 

P进程调用属于自己调度类的dequeue_task()方法，将p从当前rp运行队列上移出。例如对于公平调度队列中的进程调用以下函数：

对p的所有实体除含有子实体的父进程外，从公平队列中移除。

如果运行队列上进程数是0，则先通过idle_balance函数从其他CPU上调度，进行负载均衡。

对当前运行的进程prev，通过调用它所属的类的put_prev_task方法，将当前进程放入运行队列的合适位置。下图展示过程，图为公平调度类的调度方法，之后对实时调度方法的说明（idle类方法为空）：

与方法put_prev_entity()方法，将当前进程加入公平调度队列。因为如果该类是公平调度类，则调度一定会在公平调度队列中有一位置，更新当前实例的状态，并入队：

其中入队位置有该值决定entity_key：

对于采用实时调度的类，调用update_curr_rt函数，并置当前进程执行开始时间是0

下图为update_curr_tr函数，

计算delta_exec值为运行队列现在的时钟值与当前进程开始值。更改当前进程的状态，修改当前实时进程的总运行时间与开始时间，对实时调度队列中的实例更新时间。

之后，在运行队列上选择下一个进程中pick_next_task函数。

对于运行队列，如果队列中进程数与公平调度队列中的进程数相同，即没有实时进程时则在公平调度队列中选择进程：

对调度类中具有最高优先级的类赋值给class，调用该类的pick_next_task方法，根据不同调度类又分为：

对于实时进程则：

对于一个实例，如果它不在实时队列组中，则返回拥有这个实例的task_struct结构为next进程并修改执行开始时间为运行队列当时钟前值。

对于公平调度进程则：

返回公平调度队列上选择不在公平调度组中的task_struct。

对于idle，返回队列中的idle task_struct结构，在调度过程中，永远不会返回NULL，因为至少有idle进程的存在。

在队列中从不同类中，选择出了将要被调度的类后，如果选择的进程next与prev不同则，进行进程的上下文切换：

修改交换次数，将next至为当前进程，进行切换。

2，执行完switch_to后，又执行了battier函数，之后又执行finish_task_switch函数

 

另：

struct task_struct *__switch_to(struct task_struct *prev,struct task_struct *next);

将next->thread.esp中的数据存入esp寄存器中

在switch_to宏执行后，执行ret_from_fork()函数。

执行完这个函数之后，执行include/asm-x86/system.h 下的__switch_to函数（）

再执行__unlazy_fpu()函数。

3，堆栈发生切换位置，在切换堆栈前后，current_thread_info变化

对于切换堆栈，在switch_to中查找修改堆栈指针代码即可即：

图中movel %[next_sp],%%esp 即为修改堆栈指针，指向next进程的堆栈。因为在内核态中，栈顶指针减去8K偏移（两页）便可得到thread_info位置，从而，在切换后current_thread_info内容为切换后的新进程的thread_info内容。

4，地址空间发生切换，解释地址空间的切换不会影响后续切换代码的执行

切换地址空间在context_switch函数的switch_mm方法，在switch_mm中，重新加载页表即修改cr3寄存器的值：

切换地址空间发生在切换堆栈之前，不会影响后续代码执行，因为进程的切换发生在内核态，内核态地址空间是共用的。没有修改堆栈指针及其他寄存器的值，即堆栈没有变，栈内值未发生改变。

5，current宏所代表的进程发生变化的源码位置

修改该CPU的current_task为next_p，即current宏发生了改变。

6，任务状态段中关于内核堆栈的信息发生变化源码位置

Tss段在_switch_to中被声明，并被赋值：

其中，esp0即为内核堆栈栈底指针