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分类： LINUX
2011-06-06 12:21:00
一、 与页相关的数据结构及宏的定义
分页机制是硬件对分页的支持，这是虚拟内存管理的硬件基础。要想使这种硬件机制充分发挥其功能，必须有相应软件的支持，我们来看一下Linux所定义的一些主要数据结构，其分布在include/asm-i386/目录下的page.h，pgtable.h及pgtable-2level.h三个文件中。
1. 表项的定义
如上所述，PGD、PMD及PT表的表项都占4个字节，因此，把它们定义为无符号长整数，分别叫做pgd_t、pmd_t及pte_t(pte 即Page table Entry)，在page.h中定义如下：
typedef struct { unsignedlong pte_low; } pte_t;
typedef struct { unsignedlong pmd; } pmd_t;
typedef struct { unsigned long pgd; }pgd_t;
typedefstruct { unsigned long pgprot; } pgprot_t;
可以看出，Linux没有把这几个类型直接定义长整数而是定义为一个结构，这是为了让gcc在编译时进行更严格的类型检查。另外，还定义了几个宏来访问这些结构的成分，这也是一种面向对象思想的体现：
#definepte_val(x) ((x).pte_low)
#define pmd_val(x) ((x).pmd)
#define pgd_val(x) ((x).pgd)
从图2.13可以看出，对这些表项应该定义成位段，但内核并没有这样定义，而是定义了一个页面保护结构pgprot_t和一些宏：
typedefstruct { unsigned long pgprot; } pgprot_t;
#definepgprot_val(x) ((x).pgprot)
字段pgprot的值与图2.13表项的低12位相对应，其中的9位对应0～9位，在pgtalbe.h中定义了对应的宏：
#define _PAGE_PRESENT 0×001
#define _PAGE_RW 0×002
#define _PAGE_USER 0×004
#define _PAGE_PWT 0×008
#define _PAGE_PCD 0×010
#define _PAGE_ACCESSED 0×020
#define _PAGE_DIRTY 0×040
#define _PAGE_PSE 0×080 /* 4 MB (or 2MB) page, Pentium+, if present.. */
#define _PAGE_GLOBAL 0×100 /* Global TLB entry PPro+ */
在你阅读源代码的过程中你能体会到，把标志位定义为宏而不是位段更有利于编码。
另外，页目录表及页表在pgtable.h中定义如下：
externpgd_t swapper_pg_dir[1024];
externunsigned long pg0[1024];
swapper_pg_dir为临时页目录表，是在内核编译的过程中被静态初始化的。pg0为初始化过程中使用的一临时页表。
2．线性地址域的定义
（1）页偏移量的位数
#define PAGE_SHIFT 12
#define PAGE_SIZE (1UL << PAGE_SHIFT)
#define PTRS_PER_PTE 1024
#define PAGE_MASK (~(PAGE_SIZE-1))
其中PAGE_SHIFT宏定义了页偏移量的位数为12，因此页大小PAGE_SIZE为212＝4096字节; PTRS_PER_PTE为页表的项数；最后PAGE_MASK值定义为0xfffff000，用以屏蔽掉偏移量域的所有位（12位）。
（2）PGDIR_SHIFT
#define PGDIR_SHIFT 22
#define PTRS_PER_PGD 1024
#define PGDIR_SIZE (1UL << PGDIR_SHIFT)
#define PGDIR_MASK (~(PGDIR_SIZE-1))
PGDIR_SHIFT是页表所能映射区域线性地址的位数，它的值为22（12位的偏移量加上10位的页表）；PTRS_PER_PGD为页目录目录项数；PGDIR_SIZE为页目录的大小,为222，即4MB；PGDIR_MASK为0xffc00000，用于屏蔽偏移量位与页表域的所有位。
（3）PMD_SHIFT
#definePMD_SHIFT 22
#definePTRS_PER_PMD 1
PMD_SHIFT为中间目录表映射的地址位数，其值也为22，但是对于两级页表结构，让其目录项个数为1，这就使得中间目录在指针序列中的位置被保存，以便同样的代码在32位系统和64位系统下都能使用。后面的讨论我们不再提及中间目录。
3 对页目录及页表的处理
在page.h，pgtable.h及pgtable-2level.h三个文件中还定义有大量的宏，用以对页目录、页表及表项的处理，我们在此介绍一些主要的宏和函数。
3.1.表项值的确定
staticinline int pgd_none(pgd_t pgd) { return 0; }
staticinline int pgd_present(pgd_t pgd) { return 1; }
#definepte_present(x) ((x).pte_low &(_PAGE_PRESENT | _PAGE_PROTNONE))
pgd_none（）函数直接返回0，表示尚未为这个页目录建立映射，所以页目录项为空。pgd_present（）函数直接返回1，表示映射虽然还没有建立，但页目录所映射的页表肯定存在于内存（即页表必须一直在内存）。
pte_present宏的值为1或0，表示P标志位。如果页表项不为0，但标志位为0，则表示映射已经建立，但所映射的物理页面不在内存。
3.2. 清相应表的表项：
#definepgd_clear(xp) do { } while (0)
#definepte_clear(xp) do { set_pte(xp,__pte(0)); } while (0)
pgd_clear宏实际上什么也不做，定义它可能是为了保持编程风格的一致。pte_clear就是把0写到页表表项中。
3.3.对页表表项标志值进行操作的宏。
这些宏的代码在pgtable.h文件中，表2.2给出宏名及其功能。
表2.2 对页表表项标志值进行操作的宏及其功能
| 宏名 |
功能
|
| Set_pte() |
把一个具体的值写入表项 |
| Pte_read() |
返回User/Supervisor标志值（由此可以得知是否可以在用户态下访问此页） |
| Pte _write() |
如果Present标志和Read/Write标志都为1，则返回1（此页是否存在并可写） |
| Pte _exec() |
返回User/Supervisor标志值 |
| Pte _dirty() |
返回Dirty标志的值（说明此页是否被修改过） |
| Pte _young() |
返回Accessed标志的值（说明此页是否被存取过） |
| Pte _wrprotect() |
清除Read/Write标志 |
| Pte _rdprotect() |
清除User/Supervisor标志 |
| Pte _mkwrite |
设置Read/Write标志 |
| Pte _mkread |
设置User/Supervisor标志 |
| Pte _mkdirty() |
把Dirty标志置1 |
| Pte _mkclean() |
把Dirty标志置0 |
| Pte _mkyoung |
把Accessed标志置1 |
| Pte _mkold() |
把Accessed标志置0 |
| Pte _modify(p,v) |
把页表表项p的所有存取权限设置为指定的值v |
| mk_pte() |
把一个线性地址和一组存取权限合并来创建一个32位的页表表项 |
| pte _pte_phys() |
把一个物理地址与存取权限合并来创建一个页表表项 |
| pte _page() |
从页表表项返回页的线性地址 |
实际上页表的处理是一个复杂的过程，在这里我们仅仅让读者对软硬件如何结合起来有一个初步的认识。
三、模块编程举例
结合上面的介绍，我们编写一个内核模块，把一个给定的虚地址转换为内存的物理地址：
测试：打开gedit， 再打开任务管理器，查看gedit的进程号pid=12749,
右键查看其内存映射，找到一个有效的虚拟地址va=0xb8041000，然后：
sudo insmod mem.ko pid=12749 va=0xb8041000
如果你的内核是2.6.24以后的，需要将find_task_by_pid改为find_task_by_vpid
。
结果：pid=12749 va=0xb8041000
