深入理解Linux內存映射機制 (2)

表，因為在進入保護模式后， 內核繼續(xù)初始化直到建立完整的內存映射機制之前， 仍然需要用到頁表來映射相應的內存地址。 臨時頁表的初始化是在arch/i386/kernel/head.S中進行的：
swapper_pg_dir是臨時頁全局目錄表， 它是在內核編譯過程中靜態(tài)初始化的.
pg0是第一個頁表開始的地方， 它也是內核編譯過程中靜態(tài)初始化的.
內核通過以下代碼建立臨時頁表：
ENTRY(startup_32)
…………
/* 得到開始目錄項的索引，從這可以看出內核是在swapper_pg_dir的768個表項開始進行建立的， 其對應的線性地址就是0xc0000000以上的地址， 也就是內核在初始化它自己的頁表 */
page_pde_offset = (__PAGE_OFFSET >> 20);
/* pg0地址在內核編譯的時候， 已經(jīng)是加上0xc0000000了， 減去0xc00000000得到對應的物理地址 */
movl $(pg0 - __PAGE_OFFSET), ％edi
/* 將目錄表的地址傳給edx， 表明內核也要從0x00000000開始建立頁表， 這樣可以保證從以物理地址取指令到以線性地址在系統(tǒng)空間取指令的平穩(wěn)過渡， 下面會詳細解釋 */
movl $(swapper_pg_dir - __PAGE_OFFSET), ％edx
movl $0x007, ％eax
leal 0x007(％edi),％ecx
Movl ％ecx,(％edx)
movl ％ecx,page_pde_offset(％edx)
addl $4,％edx
movl $1024, ％ecx
11:
stosl addl $0x1000,％eax
loop 11b
/* 內核到底要建立多少頁表， 也就是要映射多少內存空間， 取決于這個判斷條件。在內核初始化程中內核只要保證能映射到包括內核的代碼段，數(shù)據(jù)段， 初始頁表和用于存放動態(tài)數(shù)據(jù)結構的128k大小的空間就行 */
leal (INIT_MAP_BEYOND_END 0x007)(％edi),％ebp
cmpl ％ebp,％eax
jb 10b
movl ％edi,(init_pg_tables_end - __PAGE_OFFSET)

在上述代碼中， 內核為什么要把用戶空間和內核空間的前幾個目錄項映射到相同的頁表中去呢，雖然在head.S中內核已經(jīng)進入保護模式，但是內核現(xiàn)在是處于保護模式的段式尋址方式下，因為內核還沒有啟用分頁映射機制，現(xiàn)在都是以物理地址來取指令， 如果代碼中遇到了符號地址，只能減去0xc0000000才行， 當開啟了映射機制后就不用了現(xiàn)在cpu中的取指令指針eip仍指向低區(qū)，如果只建立內核空間中的映射， 那么當內核開啟映射機制后， 低區(qū)中的地址就沒辦法尋址了，應為沒有對應的頁表， 除非遇到某個符號地址作為絕對轉移或調用子程序為止。因此要盡快開啟CPU的頁式映射機制.
movl $swapper_pg_dir-__PAGE_OFFSET,％eax
movl ％eax,％cr3 /* cr3控制寄存器保存的是目錄表地址 */
movl ％cr0,％eax /* 向cr0的最高位置1來開啟映射機制 */
orl $0x80000000,％eax
movl ％eax,％cr0
ljmp $__BOOT_CS,$1f /* Clear prefetch and normalize ％eip */
1:
lss stack_start,％esp
通過ljmp $__BOOT_CS,$1f這條指令使CPU進入了系統(tǒng)空間繼續(xù)執(zhí)行 因為__BOOT_CS是個符號地址，地址在0xc0000000以上。
在head.S完成了內核臨時頁表的建立后，它繼續(xù)進行初始化，包括初始化INIT_TASK，也就是系統(tǒng)開啟后的第一個進程;建立完整的中斷處理程序，然后重新加載GDT描述符，最后跳轉到init/main.c中的start_kernel函數(shù)繼續(xù)初始化.
3.3內核頁表的完整建立
內核在start_kernel()中繼續(xù)做第二階段的初始化，因為在這個階段中， 內核已經(jīng)處于保護模式下，前面只是簡單的設置了內核頁表， 內核必須首先要建立一個完整的頁表才能繼續(xù)運行，因為內存尋址是內核繼續(xù)運行的前提。
pagetable_init()的代碼在mm/init.c中：
[start_kernel()>setup_arch()>paging_init()>pagetable_init()]
為了簡單起見， 我忽略了對PAE選項的支持。
static void __init pagetable_init (void)
{
……
pgd_t *pgd_base = swapper_pg_dir;
……
kernel_physical_mapping_init(pgd_base);
……
}
在這個函數(shù)中pgd_base變量指向了swapper_pg_dir， 這正是內核目錄表的開始地址，pagetable_init()函數(shù)在通過

kernel_physical_mapping_init()函數(shù)完成內核頁表的完整建立。
kernel_physical_mapping_init函數(shù)同樣在mm/init.c中， 我略去了與PAE模式相關的代碼：
static void __init kernel_physical_mapping_init(pgd_t *pgd_base)
{
unsigned long pfn;
pgd_t *pgd;
pmd_t *pmd;
pte_t *pte;
int pgd_idx, pmd_idx, pte_ofs;
pgd_idx = pgd_index(PAGE_OFFSET);
pgd = pgd_base pgd_idx;
pfn = 0;
for (; pgd_idx < PTRS_PER_PGD; pgd , pgd_idx ) {
pmd = one_md_table_init(pgd);
if (pfn >= max_low_pfn)
continue;
for (pmd_idx = 0; pmd_idx < PTRS_PER_PMD && pfn < max_low_pfn; pmd , pmd_idx ) {
unsigned int address = pfn * PAGE_SIZE PAGE_OFFSET;
……
pte = one_page_table_init(pmd);
for (pte_ofs = 0; pte_ofs < PTRS_PER_PTE && pfn < max_low_pfn; pte , pfn , pte_ofs ) {
if (is_kernel_text(address))
set_pte(pte, pfn_pte(pfn, PAGE_KERNEL_EXEC));
else
set_pte(pte, pfn_pte(pfn, PAGE_KERNEL));
……
}
}

通過作者的注釋， 可以了解到這個函數(shù)的作用是把整個物理內存地址都映射到從內核空間的開始地址，即從0xc0000000的整個內核空間中，直到物理內存映射完畢為止。這個函數(shù)比較長， 而且用到很多關于內存管理方面的宏定義，理解了這個函數(shù)， 就能大概理解內核是如何建立頁表的，將這個抽象的模型完全的理解。 下面將詳細分析這個函數(shù):
函數(shù)開始定義了4個變量pgd_t *pgd， pmd_t *pmd， pte_t *pte， pfn;
pgd指向一個目錄項開始的地址，pmd指向一個中間目錄開始的地址，pte指向一個頁表開始的地址pfn是頁框號被初始為0. pgd_idx根據(jù)pgd_index宏計算結果為768，也是內核要從目錄表中第768個表項開始進行設置。 從768到1024這個256個表項被linux內核設置成內核目錄項，低768個目錄項被用戶空間使用. pgd = pgd_base pgd_idx; pgd便指

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