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2012-01-30 13:41:47
原文地址:虚地址转换为物理地址(转) 作者:空灵静世
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:
/*****************************************************************