vmalloc時(shí)會(huì)不會(huì)page fault?

mrpre

最近在學(xué)習(xí)內(nèi)存相關(guān)的知識(shí)，疑問頗多。

教科書上對(duì)虛擬地址到物理地址的映射說是通過MMU進(jìn)行轉(zhuǎn)換的，為了提高性能同時(shí)也使用了TLB。
     疑問來了
     （1）是不是CPU所有要訪問的地址都需要經(jīng)過MMU轉(zhuǎn)換？之所以這么問，是因?yàn)槲以倏碝IPS體系結(jié)構(gòu)時(shí)，說到MIPS將地址空間分為好幾個(gè)部分，
            一部分需要映射，一部分直接減去page_offset得到物理地址。MMU會(huì)判斷當(dāng)前處理的地址屬于不同部分進(jìn)行不同的操作嗎？既然所有地址都會(huì)進(jìn)行
            轉(zhuǎn)換，那么內(nèi)核中virt_to_phys宏豈不是沒必要（驅(qū)動(dòng)程序需要？我沒接觸過），說明時(shí)候需要。
      

不是很理解進(jìn)程的內(nèi)核頁表共享原理；
系統(tǒng)啟動(dòng)時(shí)，init_mm 中的頁目錄初始化時(shí)都是invalid_pmd_table，
即 pgd[0] = pgd[1] = ..... = invalid_pmd_table。

如果進(jìn)程A創(chuàng)建了地址：0xc0000000，那么pgd[0]由于是invalid_pmd_table，進(jìn)程A肯定會(huì)創(chuàng)建pud/pmd；
此時(shí)進(jìn)程B fork了，拷貝init_mm的頁目錄, 進(jìn)程B自然能訪問進(jìn)程A創(chuàng)建的0xc0000000。
但是進(jìn)程B此時(shí)創(chuàng)建了地址0xcffff000，顯然會(huì)在 pgd[x]（x>0）處創(chuàng)建自己的pud/pmd，然后進(jìn)程B能夠訪問自己的0xcffff000。
但是由于進(jìn)程A的pgd[x]處是invalid_pmd_table（因?yàn)檫M(jìn)程A拷貝的是原始的init_mm），他會(huì)創(chuàng)建自己的pud/pmd，兩者就不能共享0xcffff000，我的推算不對(duì)嗎？即一個(gè)進(jìn)程在內(nèi)核態(tài)vmalloc時(shí)獲取到的內(nèi)存，另一個(gè)進(jìn)程在其內(nèi)核態(tài)無法讀��？
不說兩個(gè)進(jìn)程的例子了，說簡單點(diǎn)，一個(gè)進(jìn)程創(chuàng)建了，然后執(zhí)行系統(tǒng)調(diào)用，在內(nèi)核態(tài)調(diào)用vmalloc，vmalloc函數(shù)只是更新了init_mm，并未更新進(jìn)程mm->pgd。請(qǐng)問是如何也目錄是何時(shí)被更新的？


================================================



=
找到了，build_tlb_refill_handler函數(shù)中，根據(jù)不同類型cpu設(shè)置tlb/mmu查找的方式。
build_get_pgd_vmalloc64
類型是default的cpu且是mips64 ，vmalloc使用的就是swapper_pg_dir當(dāng)做頁目錄，不是使用進(jìn)程的頁目錄。

結(jié)貼。

futex

嘗試回一下, mips不太清楚，以arm為例子：
1：是，virt_to_phys是用于內(nèi)核地址空間通過物理地址快速計(jì)算虛擬地址，之所以可以這樣計(jì)算是因?yàn)樵趦?nèi)核地址空間物理地址和虛擬地址之間就是按照這種方式map的，其相關(guān)頁目錄表和頁表也是是按這種方式在操作系統(tǒng)啟動(dòng)時(shí)就設(shè)置好的。
2：vmalloc執(zhí)行中已經(jīng)分配好page,并設(shè)置好了相關(guān)的頁目錄表和頁表，因此不會(huì)發(fā)生page fault。內(nèi)核中使用vmalloc分配的內(nèi)存不能使用virt_to_phys或phys_to_virt進(jìn)行虛實(shí)地址轉(zhuǎn)化。

futex

另外，就32位arm而言，內(nèi)核地址空間也分為好幾部分，其中從0xc0000000起大概將近890M是使用上述1的方式直接map的，剩余部分地址空間用于vmalloc, pkmap, fixmap等。

nswcfd

vmalloc調(diào)用的時(shí)候，只是初始化了init_mm的頁表，而不是當(dāng)前進(jìn)程（或者后續(xù)使用進(jìn)程）的頁表。

futex

init_mm內(nèi)核空間頁表和其他所有進(jìn)程在內(nèi)核空間的頁表是相同的

futex

看pgd_alloc函數(shù)

mrpre

回復(fù) 2# futex

謝謝回復(fù)；
“vmalloc執(zhí)行中已經(jīng)分配好page,并設(shè)置好了相關(guān)的頁目錄表和頁表，因此不會(huì)發(fā)生page fault”
我看代碼，確實(shí)vmalloc時(shí)設(shè)置好了頁目錄，我的問題是，因?yàn)樗�有地址都需要�?jīng)過MMU，MMU是硬件吧，他會(huì)去讀 init_mm ？
那不同的進(jìn)程都有不同的頁目錄，MMU怎么區(qū)分要去讀哪個(gè)頁目錄，難道是判斷當(dāng)前處于用戶態(tài)，則讀當(dāng)前進(jìn)程的頁目錄，處于內(nèi)核態(tài)則讀init_mm ？

mrpre

回復(fù) 5# futex

還有一個(gè)疑問；正如您所說，所有的基礎(chǔ)頁表的后半部分拷貝自init_mm
mips:
                init = pgd_offset(&init_mm, 0UL);
                pgd_init((unsigned long)ret);
                memcpy(ret + USER_PTRS_PER_PGD, init + USER_PTRS_PER_PGD,
                       (PTRS_PER_PGD - USER_PTRS_PER_PGD) * sizeof(pgd_t));


x86:
                clone_pgd_range(pgd + KERNEL_PGD_BOUNDARY,
                                swapper_pg_dir + KERNEL_PGD_BOUNDARY,
                                KERNEL_PGD_PTRS);


有個(gè)問題，一個(gè)進(jìn)程A新建時(shí)，自己的頁目錄拷貝自當(dāng)前的init_mm，那后續(xù)如果init_mm被修改（比如進(jìn)程B通過系統(tǒng)調(diào)用在內(nèi)核態(tài)使用了vmallc新開辟了某塊內(nèi)存，更新了init_mm頁目錄,并且寫了數(shù)據(jù)），由于進(jìn)程A的內(nèi)核部分頁目錄并未被修改，豈不是無法完成內(nèi)核態(tài)的內(nèi)存共享？

futex

進(jìn)程切換時(shí)如果需要切換內(nèi)存則將新進(jìn)程mm中頁目錄地址放在一個(gè)特定的寄存器中, 因此該寄存器內(nèi)容總是保存當(dāng)前進(jìn)程mm的頁目錄表地址， 這樣mmu就能根據(jù)該地址利用頁表完成虛擬地址到物理地址的轉(zhuǎn)換。

futex

vmallc不會(huì)更新init_mm內(nèi)核地址空間頁目錄表，只會(huì)更新內(nèi)核地址空間頁表，而內(nèi)核地址空間頁表是所有進(jìn)程mm共享的(pgd_alloc中只復(fù)制了頁目錄表而未復(fù)制頁表)，因此不存在你說的問題。