Linux 内存分页

浏览数：17 / 时间：2015年06月20日

从 Linux 2.6.11 开始，内核使用了独立于硬件架构的四级页表。但支持几级页表应该是硬件支持为标准，Linux 如何做到四级页表的呢？

下面看一段页表初始的代码就知道了。
PKMAP 固定内存部分的页表初始化

首先弄清，以下分析都是建立在配置了大于 1G 内存，并且未开启 PAE 情况下的 X86 架构的一些宏的值。
一些观点列出也都默认是以上条件下。

CallStack:
page_table_range_init (arch\x86\mm\init_32.c)
permanent_kmaps_init (arch\x86\mm\init_32.c)
pagetable_init (arch\x86\mm\init_32.c)
paging_init (arch\x86\mm\init_32.c)
setup_arch (arch\x86\kernel\setup.c)
start_kernel (init\main.c)
startup_32 (head_32.S)


static void __init
page_table_range_init(unsigned long start, unsigned long end, pgd_t *pgd_base)
{
	int pgd_idx, pmd_idx;
	unsigned long vaddr;
	pgd_t *pgd;
	pmd_t *pmd;

	vaddr = start;
	pgd_idx = pgd_index(vaddr);
	pmd_idx = pmd_index(vaddr);
	pgd = pgd_base + pgd_idx;

	for ( ; (pgd_idx < PTRS_PER_PGD) && (vaddr != end); pgd++, pgd_idx++) {
		pmd = one_md_table_init(pgd);
		pmd = pmd + pmd_index(vaddr);
		for (; (pmd_idx < PTRS_PER_PMD) && (vaddr != end);
							pmd++, pmd_idx++) {
			one_page_table_init(pmd);

			vaddr += PMD_SIZE;
		}
		pmd_idx = 0;
	}
}

+------------------------------+
| PGD | PUD | PMD | PTE | PAGE |
+------------------------------+

每一级对应在虚拟地址的偏移，加上掩码可以计算出相应级的值
PGDIR_SHIFT 22
PUD_SHIFT 22
PMD_SHIFT 22
PAGE_SHIFT 12

相应级对应的虚拟地址中的位数
PGD PUD, PMD PTE PAGE
10, 0, 0, 10, 12

每一级中包含的项数(也是每一级中索引的上限 [0, x))
PTRS_PER_PGD 1024 (2^10)
PTRS_PER_PUD 1 (2^0)
PTRS_PER_PMD 1 (2^0)
PTRS_PER_PTE 1024 (2^10)
比如 PGD 有 10 位，则它可以表示 2^10 个表项， PUD 对应 0 位，则说明页上层目录中只有一个目录项。

当要初始化一段虚拟地址对应的页表时，首先根据虚拟地址得到其对应的 PGD 数组的项，pgd_inex(vaddr) 就是做这个工作的，它是一个宏，
#define pgd_index(address) (((address) >> PGDIR_SHIFT) & (PTRS_PER_PGD - 1))
这样就得到了该虚拟地址对应 PGD 中的项的索引，这样就得到了页全局目录项，该项中记录了页上级目录的物理地址。

那么问题来了，X86 只识别两级页表，而 Linux 代码中分布管理是以四级页表实现的，如何实现这一点呢，首先要明确，代码总是建立的硬件实现的基础上，所以说 Linux 的四级页表其实是虚拟的四级页表，也就是在代码实现上，好像是四级分布，其实，是用了四级分页的代码，来填充两级页表，看 pmd_index 的实现便知道了。
#define pmd_index(address) (((address) >> PMD_SHIFT) & (PTRS_PER_PMD - 1))
其实页目录的计算都是既定的这些公式，只是规定的位偏移和长度不同而已，取出 PMD 在虚拟地址中对应的值，然后根据该项的取值范围做掩码，就可以得到在该级中的项的偏移，由于 PTRS_PER_PMD 为 1，即该项的索引应该小于 1，即只能为 0，但知道了项的索引值也不足以明白如何构建的二级页表，那接着看下去。
当知道各级的项对应的索引后，就可以初始化整个页表了，首先外层循环填充页全局目录，然后填充每一个页全局目录项对应的 PUD, PMD, 由函数 one_md_table_init 来实现，传入页全局目录项的虚拟地址，返回页中间目录的虚拟地址，因为只相当于兼容了三级页表，所以 PUD 的初始化相当于省略掉了，它的实现只有两条语句，
pud = pud_offset(pgd, 0);
pmd_table = pmd_offset(pud, 0);
pud_offset 得到 pud 的偏移， #define pud_offset(pgd, start) (pgd)，它直接返回了 pgd 的地址，
pmd_offset 也同样返回了 pud 的虚拟地址。也就是 pgd 项的地址，然后函数返回。
然后开始初始化页中间目录，循环设置每一项，其实只有一项，把这些项设置为页表的值， one_page_table_init 来设置页表，首先申请一个页表，然后赋值给相应的 pmd 项，这样就依次把 page_table_range_init 传入的这段虚拟地址的页表给建立起来了。
总结一下，由于该架构只支持二级页表，所以在计算 PUD 和 PMD 时，都是返回的传入的上级目录项虚拟地址，也就是 PGD 的目录项虚拟地址。

按四级来分，示意图如下：

 PGD        PUD                   PMD                 PT
 +-----+    +-----+               +-----+             +-----+
 |  a  |--->|  a  |-------------->|  a  |------------>| t0  |
 +-----+    +-----+  +-----+      +-----+  +-----+    +-----+
 |  b  |------------>|  b  |-------------->|  b  |    | t1  |
 +-----+    +-----+  +-----+      +-----+  +-----+    +-----+
 |  c  |--->|  c  |-------------->|  c  |             | t2  |
 +-----+    +-----+               +-----+             +-----+
 | ... |                                              | ... |

PUD 和 PMD 每个目录只有一项，并且值与 PGD 相应的表项相同。

由于通过 PGD 项得到 PUD 目录地址和通过 PUD 得到 PMD 基址时，返回的其实就是上一级目录项的地址，参见 pud_offset pmd_offset，即 PUD 其实就是 PGD 中的一项，PMD 就是 PUD 相对应的目录项，即 PGD 中的一项，那么最终形成的页表结构应该是：

 PGD                           PT
 +-------------+               +-----+         +------+
 |a(PUD)(PMD)  |-------------->| t0  |-------->| Page |
 +-------------+               +-----+         +------+
 |  b          |               | t1  |
 +-------------+               +-----+
 |  c          |               | t2  |
 +-------------+               +-----+
 | ...         |               | ... |

即全局页目录页，也是 PUD，也是 PMD。
Linux 用宏配置，来实现了代码上的四级页表，但真实的两级页表。那么当真实是多级页表时，只需要配置相应级的偏移量(XXX_SHIFT)及对对应各级的目录项范围 (PTRS_PER_XXX) 就可以重用代码了。

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