handle_pte_fault的一个疑问

a_kernel_newbie

回复 1# chishanmingshen


    看了一下ulk3.

The handle_pte_fault( ) function is architecture-independent: it considers each possible violation
of the page access rights. However, in the 80 x 86 architecture, if the page is present, the access
was for writing and the page frame is write-protected (see the earlier section "Handling a Faulty
Address Inside the Address Space"). Thus, the do_wp_page( ) function is always invoked.

我觉得对ARM也是通用的。即是：如果pte_present()==true，那么只有可能一种COW的情况。

请大家轻喷 ^_^

chishanmingshen

你说的COW跟我的问题没有关系吧....


回复 20# a_kernel_newbie


   

a_kernel_newbie

回复 21# chishanmingshen


    你的问题难道不是:什么情况下，会走下面的code?


  

    <---------------------------------------------------------下面这个分支是哪种场景???谢谢!!!
        entry = pte_mkyoung(entry);
        ptep_set_access_flags(vma, address, pte, entry, write_access);
        update_mmu_cache(vma, address, entry);
        pte_unmap(pte);
        spin_unlock(&mm->page_table_lock);
        return VM_FAULT_MINOR;

我回答的帖子是，从ulk3上找到的答案：对于x86，下面这个分支永远不会走到。

chishanmingshen

my god... 不会吧, 我觉得bboytaiwan解答得挺有道理啊, 你觉得呢...

a_kernel_newbie

回复 23# chishanmingshen

taiwai大牛重点解释的是pte_same吧。

   

            entry = pte_mkdirty(entry);
        }   
        entry = pte_mkyoung(entry);
        /* ptep_set_access_flags裡面的same我個人是覺得只是要做防呆而以。*/
        if (ptep_set_access_flags(vma, address, pte, entry, flags & FAULT_FLAG_WRITE)) {
                update_mmu_cache(vma, address, pte);
        } else {
                /*   
                 * This is needed only for protection faults but the arch code
                 * is not yet telling us if this is a protection fault or not.
                 * This still avoids useless tlb flushes for .text page faults
                 */
                if (flags & FAULT_FLAG_WRITE)
                        flush_tlb_fix_spurious_fault(vma, address);
        }

这个“防呆”，是什么意思？

另外,pte_same，我觉得还有问题。

chishanmingshen

没看明白... 呜呼

chishanmingshen

等你回来啊。。。

针对1楼的问题，你的答案是写一个可写页时的tlb invalid（其它cpu在tlb miss时置上的）的情形？

理解对否，请指点啊，谢谢！

回复 13# bboytaiwan


   

chishanmingshen

24小时不间断等解答，谢谢～～～

chishanmingshen

回复 28# junnyg


    哦，x86、arm硬件自动完成tlb缺失填写，但在mips架构中由软件完成。谢谢！

bboytaiwan

回复 12# chishanmingshen


1.  ok


2. 貌似跟你理解的不一样...
/*
* These routines also need to handle stuff like marking pages dirty
* and/or accessed for architectures that don't do it in hardware (most
* RISC architectures).  The early dirtying is also good on the i386.
*
* There is also a hook called "update_mmu_cache()" that architectures
* with external mmu caches can use to update those (ie the Sparc or
* PowerPC hashed page tables that act as extended TLBs).
*
* We enter with non-exclusive mmap_sem (to exclude vma changes,
* but allow concurrent faults), and pte mapped but not yet locked.
* We return with mmap_sem still held, but pte unmapped and unlocked.
*/
int handle_pte_fault(struct mm_struct *mm,
                     struct vm_area_struct *vma, unsigned long address,
                     pte_t *pte, pmd_t *pmd, unsigned int flags)
{
        pte_t entry;
        spinlock_t *ptl;

        entry = *pte;
        if (!pte_present(entry)) {
                if (pte_none(entry)) {
                        if (vma->vm_ops) {
                                if (likely(vma->vm_ops->fault))
                                        return do_linear_fault(mm, vma, address,
                                                pte, pmd, flags, entry);
                        }
                        return do_anonymous_page(mm, vma, address,
                                                 pte, pmd, flags);
                }
                if (pte_file(entry))
                        return do_nonlinear_fault(mm, vma, address,
                                        pte, pmd, flags, entry);
                return do_swap_page(mm, vma, address,
                                        pte, pmd, flags, entry);
        }

        ptl = pte_lockptr(mm, pmd);
        spin_lock(ptl);
        if (unlikely(!pte_same(*pte, entry)))<--到这里应该一直same啊!没有不same的时候...?

/* 有可能在上面entry = *pte;取出entry到if這個statement中間有另外一個process or thread比較早發生page fault
*  並且已經改變了*pte的值。因此有可能造成不same的狀況。而改變*pte有可能包含上面四種faults，和下面這個do_wp_page。
*/
                goto unlock;
        if (flags & FAULT_FLAG_WRITE) {

/* 兩個threads or processes同時發生fault，有可能我這個thread/process跑在後面，在entry=*pte之前另一個prcoess/thread
*  就已經把do_wp_page() fault處理完了，這時候有可能發生pte_write=1的情況(可寫)，這時候下面ptep_set_access_flags會是false代表相同。
*  因為另一個thread/process以經幫我們設pte_mkdirty & pte_mkyoung。
* 該做的是把tlb flush掉，也就是下面的else。但感覺也可以不用作，因為另一個process/thread應該會打ipi通知我們做flush tlb的動作。
* 像是arm A15有tlb coherency則完全不用作flush。
*/
                if (!pte_write(entry))
                        return do_wp_page(mm, vma, address,
                                        pte, pmd, ptl, entry);
                entry = pte_mkdirty(entry);<------此处会改entry,所以下面的ptep_set_access_flags()会有不same的时候
        }
        entry = pte_mkyoung(entry);<----此处会改entry,所以下面的ptep_set_access_flags()会有不same的时候
        if (ptep_set_access_flags(vma, address, pte, entry, flags & FAULT_FLAG_WRITE)) {
                update_mmu_cache(vma, address, pte);
        } else {
                /*
                 * This is needed only for protection faults but the arch code
                 * is not yet telling us if this is a protection fault or not.
                 * This still avoids useless tlb flushes for .text page faults
                 * with threads.
                 */
                if (flags & FAULT_FLAG_WRITE)
                        flush_tlb_fix_spurious_fault(vma, address);
        }
unlock:
        pte_unmap_unlock(pte, ptl);
        return 0;
}