Linux页表机制分析Word文档格式.docx

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但是由于每一个用户进程都有自己的独立空间，所以每一个进程都需要一个1M的内存来存储页表信息，这依然是对系统内存的浪费，采用两级甚至多级分页是一种不错的解决方案。

另外有些处理器采用64位体系架构，此时两级也不合适了，所以Linux使用三级页表。

∙页全局目录（PageGlobalDirectory），即pgd，是多级页表的抽象最高层。

每一级的页表都处理不同大小的内存。

每项都指向一个更小目录的低级表，因此pgd就是一个页表目录。

当代码遍历这个结构时（有些驱动程序就要这样做），就称为是在遍历页表。

∙页中间目录（PageMiddleDirectory）,即pmd，是页表的中间层。

在x86架构上，pmd在硬件中并不存在，但是在内核代码中它是与pgd合并在一起的。

∙页表条目（PageTableEntry），即pte，是页表的最低层，它直接处理页，该值包含某页的物理地址，还包含了说明该条目是否有效及相关页是否在物理内存中的位。

12.2. 

一级页表

三级页表由不同的的数据结构表示，它们分别是pgd_t，pmd_t和pte_t。

注意到它们均被定义为unsignedlong类型，也即大小为4bytes，32bits。

arch/arm/include/asm/page.h

typedefunsignedlongpte_t;

typedefunsignedlongpmd_t;

typedefunsignedlongpgd_t[2];

typedefunsignedlongpgprot_t;

以下是页表操作相关的宏定义。

#definepte_val（x）（x）

#definepmd_val（x）（x）

#definepgd_val（x）（（x）[0]）

#definepgprot_val（x）（x）

#define__pte（x）（x）

#define__pmd（x）（x）

#define__pgprot（x）（x）

任何一个用户进程都有自己的页表，与此同时，内核本身就是一个名为init_task的0号进程，每一个进程都有一个mm_struct结构管理进程的内存空间，init_mm是内核的mm_struct。

在系统引导阶段，首先通过__create_page_tables在内核代码的起始处_stext向低地址方向预留16K，用于一级页表（主内存页表）的存放，每个进程的页表都通过mm_struct中的pgd描述符进行引用。

内核页表被定义在swapper_pg_dir。

arch/arm/kernel/init_task.c

#defineINIT_MM（name）\

{\

.mm_rb=RB_ROOT,\

.pgd=swapper_pg_dir,\

.mm_users=ATOMIC_INIT

（2）,\

.mm_count=ATOMIC_INIT

（1）,\

.mmap_sem=__RWSEM_INITIALIZER（name.mmap_sem）,\

.page_table_lock=__SPIN_LOCK_UNLOCKED（name.page_table_lock）,\

.mmlist=LIST_HEAD_INIT（name.mmlist）,\

.cpu_vm_mask=CPU_MASK_ALL,\

}

structmm_structinit_mm=INIT_MM（init_mm）;

swapper_pg_dir在head.S中被定义为PAGE_OFFSET向上偏移TEXT_OFFSET。

TEXT_OFFSET代表内核代码段的相对于PAGE_OFFSET的偏移。

KERNEL_RAM_VADDR的值与_stext的值相同，代表了内核代码的起始地址。

swapper_pg_dir为KERNEL_RAM_VADDR-0x4000，也即向低地址方向偏移了16K。

arch/arm/Makefile

textofs-y:

=0x00008000

......

TEXT_OFFSET:

=$（textofs-y）

特定系统架构的Makefile中通过textofs-y定义了内核起始代码相对于PAGE_OFFSET的偏移。

arch/arm/kernel/head.S

#defineKERNEL_RAM_VADDR（PAGE_OFFSET+TEXT_OFFSET）

.globlswapper_pg_dir

.equswapper_pg_dir,KERNEL_RAM_VADDR-0x4000

ARMLinux中的主内存页表，使用段表。

每个页表映射1M的内存大小，由于16K/4*1M=4G，这16K的主页表空间正好映射4G的虚拟空间。

内核页表机制在系统启动过程中的paging_init函数中使能，其中对内核主页表的初始化等操作均是通过init_mm.pgd的引用来进行的。

在系统执行paging_init之前，系统的地址空间如下图所示：

61. 

内核RAM布局

图中的黄色部分就是内核0号进程的主页表。

arch/arm/mm/mmu.c

void__initpaging_init（structmeminfo*mi,structmachine_desc*mdesc）

{

void*zero_page;

build_mem_type_table（）;

sanity_check_meminfo（mi）;

prepare_page_table（mi）;

bootmem_init（mi）;

devicemaps_init（mdesc）;

top_pmd=pmd_off_k（0xffff0000）;

zero_page=alloc_bootmem_low_pages（PAGE_SIZE）;

memzero（zero_page,PAGE_SIZE）;

empty_zero_page=virt_to_page（zero_page）;

flush_dcache_page（empty_zero_page）;

62. 

ARM内存主页表初始化

paging_init依次完成了以下工作：

∙调用prepare_page_table初始化虚拟地址[0,PAGE_OFFSET]和[mi->

bank[0].start+mi->

bank[0].size,VMALLOC_END]所对应的主页表项，所有表项均初始化为0。

这里保留了内核代码区，主页表区以及Bootmem机制中的位图映射区对应的主页表。

这是为了保证内核代码的执行以及对主页表区和位图区的访问。

如果只有一个内存bank，那么mi->

bank[0].size的值和high_memory保持一致，它是当前bank进行物理内存一一映射后的虚拟地址。

对于一个内存为256M的系统来说，它只有一个bank，经过prepare_page_table处理后的内存如上图所示。

∙接着在bootmem_init函数将通过bootmem_init_node对每一个内存bank的页表进行值的填充。

bootmem_init_node将通过map_memory_bank间接调用create_mapping，最终由该函数创建页表。

∙通过devicemaps_init初始化设备I/O对应的相关页表。

∙最后创建0页表，并在Dcache中清空0页表的缓存信息。

63. 

页表创建函数调用

12.3. 

ARM内存访问

当ARM要访问内存RAM时，MMU首先查找TLB中的虚拟地址表，如果ARM的结构支持分开的地址TLB和指令TLB，那么它用：

∙取指令使用指令TLB

∙其它的所有访问类别用数据TLB

指令TLB和数据TLB在ARMv6架构的MMU中被分别称为指令MicroTLB和数据MicroTLB。

如果没有命中MicroTLB，那么将查询主TLB，此时不区分指令和数据TLB。

如果TLB中没有虚拟地址的入口，则转换表遍历硬件从存在主存储器中的转换表中获取转换页表项，它包含了物理地址或者二级页表地址和访问权限，一旦取到，这些信息将被放在TLB中，它会放在一个没有使用的入口处或覆盖一个已有的入口。

一旦为存储器访问的TLB的入口被拿到,这些信息将被用于：

∙C（高速缓存）和B（缓冲）位被用来控制高速缓存和写缓冲，并决定是否高速缓存。

∙首先检查域位，然后检查访问权限位用来控制访问是否被允许。

如果不允许，则MMU将向ARM处理器发送一个存储器异常；

否则访问将被允许进行。

∙对没有或者禁止高速缓存的系统（包括在没有高速缓存系统中的所有存储器访问），物理地址将被用作主存储器访问的地址。

64. 

高速缓存的MMU存储器系统

12.4. 

ARMMMU页表

在ARMv6的MMU机制中，提供了两种格式的页表描述符：

∙兼容ARMv4和ARMv5MMU机制的页表描述符。

这种描述符可以对64K大页面和4K小页面再进一步细分为子页面。

∙ARMv6特有的MMU页表描述符，这种页表描述符内增加了额外的特定比特位：

Not-Global（nG），Shared（S），Execute-Never（XN）和扩展的访问控制位APX。

65. 

向前兼容的一级页表描述符格式

66. 

向前兼容的二级页表描述符格式

Linux使用ARMv6特有的MMU页表描述符格式，它们的标志位描述如下：

67. 

ARMv6一级页表描述符格式

表 

20. 

ARMv6一级页表描述符比特位含义

位

标志

含义

b[1:

0]

类型

指示页表类型:

b00错误项；

b11保留；

b01粗页表，它指向二级页表基址。

b10:

1MB大小段页表（b[18]置0）或16M大小超级段页表（b[18]置1）

b[2]

B[a]

写缓冲使能[b]

b[4]

Execute-Never（XN）

禁止执行标志:

1，禁止执行；

0：

可执行

b[5:

8]

域（domain）

指明所属16个域的哪个域，访问权限由CP15的c3寄存器据定

b[9]

P（ECCEnable）

ECC使能标志，1：

该页表映射区使能ECC校验[c]

b[10:

11]

AP（AccessPermissions）

访问权限位，具体见访问权限列表

b[12:

14]

TEX（TypeExtensionField）

扩展类型，与B，C标志协同控制内存访问类型

bit[15]

APX（AccessPermissionsExtensionBit）

扩展访问权限位

bit[16]

S（Shared）

共享访问

bit[17]

nG（Not-Global）

全局访问

bit[18]

0/1

段页表和超级段页表开关

bit[19]

NS

[a]高速缓存和写缓存的引入是基于如下事实，即处理器速度远远高于存储器访问速度；

如果存储器访问成为系统性能的瓶颈，则处理器再快也是浪费，因为处理器需要耗费大量的时间在等待存储器上面。

高速缓存正是用来解决这个问题，它可以存储最近常用的代码和数据，以最快的速度提供给CPU处理（CPU访问Cache不需要等待）。

[b]SBZ意味置0，该位在粗页表中置0。

[c]ARM1176JZF-S处理器不支持该标志位。

Linux在ARM体系架构的Hardwarepagetable头文件中通过宏定义了这些位。

arch/arm/include/asm/pgtable-hwdef.h

/*

*Hardwarepagetabledefinitions.

*

*+Level1descriptor（PMD）

*-common

*/

#definePMD_TYPE_MASK（3<

<

0）//获取一级页表类型的掩码，它取bit[0:

1]

#definePMD_TYPE_FAULT（0<

0）//置bit[0:

1]为b00，错误项

#definePMD_TYPE_TABLE（1<

1]为b01，粗页表

#definePMD_TYPE_SECT（2<

1]为b10，段页表

#definePMD_BIT4（1<

4）//定义bit[4]，禁止执行标志位

#definePMD_DOMAIN（x）（（x）<

5）//获取域标志位b[5:

#definePMD_PROTECTION（1<

9）//b[9]ECC使能标志

以上定义了一级页表的相关标志位。

Linux使用段页表作为一级页表，粗页表作为二级页表的基址页表。

段页表的标志位定义如下：

#definePMD_SECT_BUFFERABLE（1<

2）

#definePMD_SECT_CACHEABLE（1<

3）

#definePMD_SECT_XN（1<

4）/*v6*/

#definePMD_SECT_AP_WRITE（1<

10）

#definePMD_SECT_AP_READ（1<

11）

#definePMD_SECT_TEX（x）（（x）<

12）/*v5*/

#definePMD_SECT_APX（1<

15）/*v6*/

#definePMD_SECT_S（1<

16）/*v6*/

#definePMD_SECT_nG（1<

17）/*v6*/

#definePMD_SECT_SUPER（1<

18）/*v6*/

68. 

ARMv6二级页表基址格式

二级页表相同标志位的含义与一级页表相同，这里不再单独列出。

注意它的b[1]为1时，b[0]表示禁止执行标志。

Linux对二级页表中的标志位定义如下：

*+Level2descriptor（PTE）

#definePTE_TYPE_MASK（3<

0）//获取二级页表类型的掩码，它取bit[0:

#definePTE_TYPE_FAULT（0<

#definePTE_TYPE_LARGE（1<

1]为b01，大页表（64K）

#definePTE_TYPE_SMALL（2<

1]为b10，扩展小页表（4K）

#definePTE_TYPE_EXT（3<

0）//使能禁止执行标志的扩展小页表（4K）

#definePTE_BUFFERABLE（1<

2）//B标志

#definePTE_CACHEABLE（1<

3）//C标志

Linux二级页表使用扩展小页表，这样每个二级页表可以表示通常的1个页面大小（4K）。

Linux对二级页表标志位的定义如下：

*-extendedsmallpage/tinypage

#definePTE_EXT_XN（1<

0）/*v6*/

#definePTE_EXT_AP_MASK（3<

4）

#definePTE_EXT_AP0（1<

#definePTE_EXT_AP1（2<

#definePTE_EXT_AP_UNO_SRO（0<

#definePTE_EXT_AP_UNO_SRW（PTE_EXT_AP0）

#definePTE_EXT_AP_URO_SRW（PTE_EXT_AP1）

#definePTE_EXT_AP_URW_SRW（PTE_EXT_AP1|PTE_EXT_AP0）

#definePTE_EXT_TEX（x）（（x）<

6）/*v5*/

#definePTE_EXT_APX（1<

9）/*v6*/

#definePTE_EXT_COHERENT（1<

9）/*XScale3*/

#definePTE_EXT_SHARED（1<

10）/*v6*/

#definePTE_EXT_NG（1<

11）/*v6*/

以上两种页表转换机制由CP15协处理器的控制寄存器c1中的bit23来选择。

bit23为0时为第一种机制，否则为第二种。

在CPU初始化后该位的默认值为0。

Linux在系统引导时会设置MMU的控制寄存器的相关位，其中把bit23设置为1，所以Linux在ARMv6体系架构上采用的是ARMv6MMU页表转换机制。

arch/arm/mm/proc-v6.S

__v6_setup:

adrr5,v6_crval

ldmiar5,{r5,r6}

mrcp15,0,r0,c1,c0,0@readcontrolregister

bicr0,r0,r5@clearbitsthem

orrr0,r0,r6@setthem

movpc,lr@returntohead.S:

__ret

/*

*VXFIDLR

*.......EPUI..T.T4RVIZFRSBLDPWCAM

*rrrrrrrxxxx00101xxxxxxxxx111xxxx<

forced

*011000111.00.1111101<

wewant

.typev6_crval,#object

v6_crval:

crvalclear=0x01e0fb7f,mmuset=0x00c0387d,ucset=0x00c0187c

注意到v6_crval定义了三个常量，首先mrc指令读取c1到r0，然后清除clear常量指定的比特位，然后设置mmuset指定的比特位，其中bit23为1。

在movpc,lr跳转后将执行定义在head.S中的__enable_mmu函数，在进一步调节其它的比特位后最终将把r0中的值写回c1寄存器。

12.5. 

页面访问控制

在谈到create_mapping之前，必须说明一下Linux是如何实现对页面的访问控制的。

它定义了一个类型为structmem_type的局部静态数组。

根据不同的映射类型，它定义了不同的访问权限，它通过md参数中的type成员传递给create_mapping。

arch/arm/include/asm/io.h

*Architectureioremapimplementation.

#defineMT_DEVICE0

#defineMT_DEVICE_NONSHARED1

#defineMT_DEVICE_CACHED2

#defineMT_DEVICE_WC3

arch/arm/include/asm/mach/map.h

/*types0-3aredefinedinasm/io.h*/

#defineMT_UNCACHED4

#defineMT_CACHECLEAN5

#defineMT_MINICLEAN6

#defineMT_LOW_VECTORS7

#defineMT_HIGH_VECTORS8

#defineMT_MEMORY9

#defineMT_ROM10

系统中定义了多个映射类型，最常用的是MT_MEMORY，它对应RAM;

MT_DEVICE则对应了其他I/O设备，应用于ioremap;

MT_ROM对应于ROM;

MT_LOW_VECTORS对应0地址开始的向量;

MT_HIGH_VECTORS对应高地址开始的向量，它有vector_base宏决定。

arch/arm/mm/mm.h

structmem_type{

unsignedintprot_pte;

unsignedintprot_l1;

unsignedintprot_sect;

unsignedintdomain;

};

尽管Linux在多数系统上实现或者模拟了3级页表，但是在ARMLinux上它只实现了主页表和两级页表。

主页表通过ARMCPU的段表实现，段表中的每个页表项管理1M的内存，虚拟地址只需要一次转换既可以得到物