|
用户进程共享3~4G内核地址空间---Linux内核笔记 收藏
首先要说明的一点是：Linux在内核态运行时(中断生生或系统调用发生后进入内核态)，使用的是当前进程的页目录，这样做的好处是不用频繁的切换页目录，防止频繁刷新TLB，提高效率。 每个用户进程有自己独立的0~3G地址空间，共享3~4G地址空间，也就是说每个进程页表的前768项是独立的，后面的256项全部进程共享。中断发生或系统调用后，进程陷入内核态，这时候需要使用3G~4G的内核地址空间，那么内核是在什么时候拷贝内核页表到进程页表的呢？
拷贝的时机发生在进程试图访问内核地址(这时候当前进程3~4G这段地址未映射)，会发生缺页中断。 再看看缺页中断函数是如何工作的：
asmlinkage void do_page_fault(struct pt_regs *regs, unsigned long error_code) { struct task_struct *tsk; struct mm_struct *mm; struct vm_area_struct * vma; unsigned long address; unsigned long page; unsigned long fixup; int write; siginfo_t info; /* get the address */
__asm__("movl %%cr2,%0":"=r" (address)); /* It's safe to allow irq's after cr2 has been saved */
if (regs->eflags & X86_EFLAGS_IF) local_irq_enable(); tsk = current;
//如果产生缺页的地址>TASK_SIZE(3G的地方)且发生在内核态(用户态没有权限访问内>3G的地址)，
//跳转到vmalloc_fault if (address >= TASK_SIZE && !(error_code & 5)) goto vmalloc_fault; 。。。。。。。。。。。。。。。。。。。 //这里处理>3G内存的缺页中断，从init_mm(内核地址空间)拷贝一个页表到当前进程对应 //的页表项 vmalloc_fault: { int offset = __pgd_offset(address); pgd_t *pgd, *pgd_k; pmd_t *pmd, *pmd_k; pte_t *pte_k; asm("movl %%cr3,%0":"=r" (pgd));
pgd = offset + (pgd_t *)__va(pgd); pgd_k = init_mm.pgd + offset; if (!pgd_present(*pgd_k))
goto no_context; set_pgd(pgd, *pgd_k); pmd = pmd_offset(pgd, address); pmd_k = pmd_offset(pgd_k, address); if (!pmd_present(*pmd_k)) goto no_context; set_pmd(pmd, *pmd_k); pte_k = pte_offset(pmd_k, address);
if (!pte_present(*pte_k)) goto no_context; return; } } 本文来自CSDN博客，转载请标明出处：http://blog.csdn.net/shinesi/archive/2008/01/01/2008465.aspx
|
|
|
