early_pte_alloc函数的疑问

arm-linux-gcc

3.4的内核

1. 
   
2. static pte_t * __init early_pte_alloc(pmd_t *pmd, unsigned long addr, unsigned long prot)
   
3. {
   
4.         if (pmd_none(*pmd)) {
   
5.                 pte_t *pte = early_alloc(PTE_HWTABLE_OFF + PTE_HWTABLE_SIZE);
   
6.                 __pmd_populate(pmd, __pa(pte), prot);
   
7.         }
   
8.         BUG_ON(pmd_bad(*pmd));
   
9.         return pte_offset_kernel(pmd, addr);
   
10. }
    

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对于这个函数我的理解如下：
当内核启动时，在做map_desc[]数组中的设备固定映射时，一般来说需要用到二级页表，于是就会调用到这个函数进行二级页表分配
在arm里面，一级页表中一个项对应1M的映射关系，然后这个项指向了二级页表，而二级页表中每一个项是对应了一个page（4k），于是二级页表中的项数就是（1M/4K）
而一个项是4字节，于是一份二级页表就是1kB

而这里的early_alloc(PTE_HWTABLE_OFF + PTE_HWTABLE_SIZE);分配了4k，我觉得这里是有浪费的

并且__pmd_populate函数中

1. 
   
2. static inline void __pmd_populate(pmd_t *pmdp, phys_addr_t pte,
   
3.                                   pmdval_t prot)
   
4. {
   
5.         pmdval_t pmdval = (pte + PTE_HWTABLE_OFF) | prot;
   
6.         pmdp[0] = __pmd(pmdval);
   
7. #ifndef CONFIG_ARM_LPAE
   
8.         pmdp[1] = __pmd(pmdval + 256 * sizeof(pte_t));
   
9. #endif
   
10.         flush_pmd_entry(pmdp);
    
11. }
    

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为了减少浪费，所以有pmdp[1] = __pmd(pmdval + 256 * sizeof(pte_t));，这句是把后面那个1M的二级页表也给准备好了
于是这里实际上是准备了两份二级页表（各1k），但是仍然还是浪费了2k

疑问1，
为什么这里不把后续的两个1M全都映射了呢，这样就不会浪费了

疑问2，
如果map_desc[]数组中的写死的那些虚拟地址是按照从小到大排列的，那么当跨越1M的时候，不会发生问题，因为会此时后面那个1M会判断到没有二级页表，于是会调用early_pte_alloc去分配
但是如果map_desc[]数组中的写死的那些虚拟地址是按照从大到小排列的，那么当跨越1M的时候，低地址的那个1M判断到没有二级页表，于是也会去调用early_pte_alloc去分配，但是问题就来了，因为分配之后是写了两个1M的一级页表项的（指向的二级页表），于是pmdp[1] = __pmd(pmdval + 256 * sizeof(pte_t));这句就会把相邻的高地址的1M的一级页表项给覆盖了，但是此时那个高地址1M的一级页表项已经有内容了（之前做高地址1M的映射时分配的）。这样的话map_desc[]数组中的虚拟地址必须从小到大了，感觉这是个bug啊，是不是我哪里看漏了？

junnyg

回复 1# arm-linux-gcc
疑问1，
为什么这里不把后续的两个1M全都映射了呢，这样就不会浪费了

arm下面会使用两份页表来保存页表内容，原因是arm的页表格式定义与LINUX的标准定义相差颇大，为了方便管理，在使用linux标准接口设置页表属性时，会将其页表项值保存在一份“Linux页表”备份上，之后调用架构相关的页表项填写函数时会从这份linux页表里读取值，转换成相应的硬件标志位。供硬件解析的页表位置存放在MMU解析得到的地址，linux页表备份则放在物理页表加2k偏移的位置，之所以这样设置的原因是为了不浪费空间。因为arm二级页表的大小为2^8 * 4 = 1K，再加一份linux拷贝也才2k，会导致大量的页内碎片；所以将两个连续的一级页表项映射到连续的一段空间，这样就能保证在一个两级页表的存放刚好占满一个页了。arm原来的页表解析是12+8+12，这样修改后的结果可以看做是，arm的页表解析变为了11+9+12，一级页表项中两项被合为一项了。
下面是arm下的二级页表存放格式，在arch/arm/include/asm/pgtable.h里有详细介绍
*
*    pgd             pte
* |        |
* +--------+ +0
* |        |-----> +------------+ +0
* +- - - - + +4    |  h/w pt 0  |
* |        |-----> +------------+ +1024
* +--------+ +8    |  h/w pt 1  |
* |        |       +------------+ +2048
* +- - - - +       | Linux pt 0 |
* |        |       +------------+ +3072
* +--------+       | Linux pt 1 |
* |        |       +------------+ +4096
这个是arm v7架构的页表属性设置函数：

1. ENTRY(cpu_v7_set_pte_ext)
   
2. #ifdef CONFIG_MMU
   
3. ARM(        str        r1, [r0], #-2048        )        @ linux version [b][color=Red] /*取偏移2k的位置的linux页表备份*/[/color][/b]
   
4. THUMB(        str        r1, [r0]                )        @ linux version
   
5. THUMB(        sub        r0, r0, #2048                )
   
6. 
   
7.         bic        r3, r1, #0x000003f0
   
8.         bic        r3, r3, #PTE_TYPE_MASK
   
9.         orr        r3, r3, r2
   
10.         orr        r3, r3, #PTE_EXT_AP0 | 2
    
11. 
    
12.         tst        r1, #1 << 4
    
13.         orrne        r3, r3, #PTE_EXT_TEX(1)
    
14. 
    
15.         tst        r1, #L_PTE_WRITE
    
16.         tstne        r1, #L_PTE_DIRTY
    
17.         orreq        r3, r3, #PTE_EXT_APX
    
18. 
    
19.         tst        r1, #L_PTE_USER
    
20.         orrne        r3, r3, #PTE_EXT_AP1
    
21.         tstne        r3, #PTE_EXT_APX
    
22.         bicne        r3, r3, #PTE_EXT_APX | PTE_EXT_AP0
    
23. 
    
24.         tst        r1, #L_PTE_EXEC
    
25.         orreq        r3, r3, #PTE_EXT_XN
    
26. 
    
27.         tst        r1, #L_PTE_YOUNG
    
28.         tstne        r1, #L_PTE_PRESENT
    
29.         moveq        r3, #0
    
30. 
    
31.         str        r3, [r0]
    
32.         mcr        p15, 0, r0, c7, c10, 1                @ flush_pte
    
33. #endif
    
34.         mov        pc, lr
    
35. ENDPROC(cpu_v7_set_pte_ext)
    

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疑问2，
如果map_desc[]数组中的写死的那些虚拟地址是按照从小到大排列的，那么当跨越1M的时候，不会发生问题，因为会此时后面那个1M会判断到没有二级页表，于是会调用early_pte_alloc去分配
但是如果map_desc[]数组中的写死的那些虚拟地址是按照从大到小排列的，那么当跨越1M的时候，低地址的那个1M判断到没有二级页表，于是也会去调用early_pte_alloc去分配，但是问题就来了，因为分配之后是写了两个1M的一级页表项的（指向的二级页表），于是pmdp[1] = __pmd(pmdval + 256 * sizeof(pte_t));这句就会把相邻的高地址的1M的一级页表项给覆盖了，但是此时那个高地址1M的一级页表项已经有内容了（之前做高地址1M的映射时分配的）。这样的话map_desc[]数组中的虚拟地址必须从小到大了，感觉这是个bug啊，是不是我哪里看漏了？


   

arm-linux-gcc

第二个问题我搞清楚了，__pmd_populate的参数pmdp是按照2M对齐的，所以创建二级页表都是从偶数section开始的，所以刚好错开

arm-linux-gcc

非常感谢
:wink:

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