存储管理分析札记 ：x86 与mips的一些区别

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存储管理分析札记

 1. MIPS 与 X86 的 TLB 差别

其在于对 TLB 不命中时的处理上：

MIPS 会触发TLB Refill 异常，内核的 tlb_refill_handler 会以 pgd_current 为当前进程的 PGD 基址，索引获得转换失败的虚址对应的 PTE，并将其填入 TLB，完了CPU 把刚刚转换失败的虚地址再走一下 TLB 就OK了。

而 X86 在 TLB 不命中时，是由硬件 MMU 以 CR3 为当前进程的 PGD 基址，索引获得 PFN 后，直接输出 PA。同时 MMU 会填充 TLB 以加快下次转换的速度。

另外转换失败的虚址，MIPS 使用 BadVAddr 寄存器存放，X86 使用 CR2 存放。

2. 关于 MIPS32 页表的大小问题，系统每 fork 一个进程或者 clone 一个进程没有CLONE_VM标志，内核都会调用 __get_free_pages 为新进程分配一个页给页目录表，前512项初始化都指向invalid_pte_table（空页表，共有 PAGE_SIZE/sizeof(pte_t) 项），后面的都从 init 进程继承。而后内核会根据新进程所需的存储空间大小，为其分配页表（大小为一个页），分配内存页，设置相应的页表项，设置对应的页目录表项。

可以看到，只要进程数目固定页目录表所需的空间是固定的，每个进程页目录表为一个页大小；而进程总页表的大小要依赖于进程代码、数据的大小。

一个典型的 MIPS32 系统，页大小为4KB，单用户模式，仅有bash进程，其页表大小为 48KB 左右（cat /proc/meminfo|grep PageTables）；页目录的大小可由下式计算：

PGD_SIZE = NR_PROCESS(exclude kernel thread) * PAGE_SIZE

3. MIPS TLB 的每项的主要数据有： ｜ G | ASID | VPN | PFN | ，其中 VPN 为 virtual page number， PFN 为 physical frame number。 项与项之间没有次序，CPU 转换时是直接匹配的。不能称为 Page Table 。

而 Page Table 当年设计成 数组结构，以数组的下标作为虚页号是经过考虑的，即使今天看来，我们依然能够体会它的巧妙。

4. 内核在从汇编语言跳到C语言中时，其栈的栈顶是在哪里设置的？

内核在进入 start_kernel 前，将 esp 指向了 init_thread_union + THREAD_SIZE， init_thread_union 位于 .data.init_task 节，是个 union 结构，其大小为 THREAD_SIZE，定义的比较巧妙：

union thread_union {
struct thread_info thread_info;
unsigned long stack[THREAD_SIZE/sizeof(long)];
};

5. 内核态线程、内核线程以及进程的内核栈问题

linux 下线程库的实现，以常用的 Linuxthread 或者 NPTL 为例，这些库创建线程是使用这些标志　CLONE_VM | CLONE_FS | CLONE_FILES | CLONE_SIGHAND　调用 clone()　来实现的，就是一个轻量级进程。

在使用　fork, vfork, clone　这些函数创建进程或者轻量级进程时，内核都会调用　alloc_task_struct() 为其分配一个 task_struct； 调用 alloc_thread_info() ，表面上看好像是分配 thread_info 结构，实际上：

#define alloc_thread_info(tsk) kmalloc(THREAD_SIZE, GFP_KERNEL)

分配了 THREAD_SIZE 的空间，底端为　thread_info ，指向它的指针保存于 task_struct->thread_info 中。可以看到，task_struct->thread_info + THREAD_SIZE 即为进程或者轻量级进程的内核栈栈底。

无论是使用 clone 生成轻量级进程，还是使用 kernel_thread 创建内核线程，他们都会进入 do_fork，进而调用 alloc_thread_info()，因此他们都有内核栈，大小为 THREAD_SIZE，底端为 thread_info 。

因此linux 下，每个线程都会有一个内核栈，这个当线程数目很大时是个问题。