背景

Read the fucking source code! --By 鲁迅
A picture is worth a thousand words. --By 高尔基

说明：

Kernel版本：4.14
ARM64处理器，Contex-A53，双核
使用工具：Source Insight 3.5， Visio

1. 介绍

要想理解好Linux的页表映射，MMU的机制是需要去熟悉的，因此将这两个模块放到一起介绍。
关于ARMv8 MMU的相关内容，主要参考文档：《ARM Cortex-A Series Programmer’s Guide for ARMv8-A》。

2. ARMv8 MMU

2.1 MMU/TLB/Cache概述

MMU：完成的工作就是虚拟地址到物理地址的转换，可以让系统中的多个程序跑在自己独立的虚拟地址空间中，相互不会影响。程序可以对底层的物理内存一无所知，物理地址可以是不连续的，但是不妨碍映射连续的虚拟地址空间。
TLB：MMU工作的过程就是查询页表的过程，页表放置在内存中时查询开销太大，因此专门有一小片访问更快的区域用于存放地址转换条目，用于提高查找效率。当页表内容有变化的时候，需要清除TLB，以防止地址映射出错。
Cache：处理器和存储器之间的缓存机制，用于提高访问速率，在ARMv8上会存在多级Cache，其中L1 Cache分为指令Cache和数据Cache，在CPU Core的内部，支持虚拟地址寻址；L2 Cache容量更大，同时存储指令和数据，为多个CPU Core共用，这多个CPU Core也就组成了一个Cluster。

下图浅黄色部分描述的就是一个地址转换的过程。

由于上图没有体现出L1和L2 Cache和MMU的关系，所以再来一张图吧：

那具体是怎么访问的呢？再来一张图：

2.2 虚拟地址到物理地址的转换

虚拟地址到物理地址的映射通过查表的机制来实现，ARMv8中，Kernel Space的页表基地址存放在TTBR1_EL1寄存器中，User Space页表基地址存放在TTBR0_EL0寄存器中，其中内核地址空间的高位为全1，(0xFFFF0000_00000000 ~ 0xFFFFFFFF_FFFFFFFF)，用户地址空间的高位为全0，(0x00000000_00000000 ~ 0x0000FFFF_FFFFFFFF)

ARMv8中：

虚拟地址支持
64位虚拟地址中，并不是所有位都用上，除了高16位用于区分内核空间和用户空间外，有效位的配置可以是：36, 39, 42, 47。这可决定Linux内核中地址空间的大小。比如我使用的内核中有效位配置为CONFIG_ARM64_VA_BITS=39，用户空间地址范围：0x00000000_00000000 ~ 0x0000007f_ffffffff，大小为512G，内核空间地址范围：0xffffff80_00000000 ~ 0xffffffff_ffffffff，大小为512G。
页面大小支持
支持3种页面大小：4KB, 16KB, 64KB。
页表支持
支持至少两级页表，至多四级页表，Level 0 ~ Level 3。

结合有效虚拟地址位，页面大小，页表的级数，可以组合成不同的页表映射方式。
我使用的内核配置为：39位有效位，4KB大小页面，3级页表，所以我会以这个组合来介绍。
在ARMv8的手册中刚好找到了下图，描述了整个translation的过程，简直完美：

虚拟地址[63:39]用于区分内核空间与用户空间，从而选择不同的TTBRn寄存器来获取Level 1页表基地址；
虚拟地址[38:30]放置Level 1页表中的索引，从而找到对应的描述符地址并获取描述符内容，根据描述符中的内容获取Level 2页表基地址;
虚拟地址[29:21]Level 2页表中的索引，从而找到对应的描述符地址并获取描述符内容，根据描述符中的内容获取Level 3页表基地址;
虚拟地址[20:12]Level 3页表中的索引，从而找到对应的描述符地址并获取描述符内容，根据描述符中的内容获取物理地址的高36位，以4K地址对齐；
虚拟地址[11:0]放置的是物理地址的偏移，结合获取的物理地址高位，最终得到物理地址。

讲到这里还没有完，是时候看一下Table Descriptor了，也就是页表中存放的内容，有以下四种类型：

类型有低两位来决定，其中Level 0中的Table Descriptor只能输出Level 1页表的地址，Level 3中的Table Descriptor只能输出block addresses。
看到图中的attributes了吗，这些可以用于memory的权限控制，memory ordering，cache policy的操作等。

在ARMv8中，与页表相关的寄存器有：TCR_EL1, TTBRx_EL1.

3. Linux页表映射

3.1 Linux页表基本操作

看过《深入理解Linux内核》的同学应该很熟悉下边这张图片，Linux的分页模式（图中以X86为例，页表基地址由CR3寄存器指定）：

在Linux内核中支持4级页表的模型，同时适用于32位和64位系统。

那么ARMv8与Linux内核是怎么结合的呢？以我实际使用的设置（39位有效位，4KB大小页面，3级页表）为例，如下图所示：

基本上内核中关于页表的操作都会围绕着上图进行操作，似乎脱离了代码有点不太合适，那么就来一波fucking source code解析吧，主要讲讲各类page table相关的API。

代码路径：
arch/arm64/include/asm/pgtable-types.h：定义pgd_t, pud_t, pmd_t, pte_t等类型；
arch/arm64/include/asm/pgtable-prot.h：针对页表中entry中的权限内容设置；
arch/arm64/include/asm/pgtable-hwdef.h：主要包括虚拟地址中PGD/PMD/PUD等的划分，这个与虚拟地址的有效位及分页大小有关，此外还包括硬件页表的定义， TCR寄存器中的设置等；
arch/arm64/include/asm/pgtable.h：页表设置相关；

在这些代码中可以看到，

当CONFIG_PGTABLE_LEVELS=4时：pgd-->pud-->pmd-->pte;
当CONFIG_PGTABLE_LEVELS=3时，没有PUD页表：pgd(pud)-->pmd-->pte;
当CONFIG_PGTABLE_LEVELS=2时，没有PUD和PMD页表：pgd(pud, pmd)-->pte

常用的宏定义

页表处理

    /*描述各级页表中的页表项*/
    typedef struct { pteval_t pte; } pte_t;
    typedef struct { pmdval_t pmd; } pmd_t;
    typedef struct { pudval_t pud; } pud_t;
    typedef struct { pgdval_t pgd; } pgd_t;
    
    /*  将页表项类型转换成无符号类型 */
    #define pte_val(x)	((x).pte)
    #define pmd_val(x)	((x).pmd)
    #define pud_val(x)	((x).pud)
    #define pgd_val(x)	((x).pgd)
    
    /*  将无符号类型转换成页表项类型 */
    #define __pte(x)	((pte_t) { (x) } )
    #define __pmd(x)	((pmd_t) { (x) } )
    #define __pud(x)	((pud_t) { (x) } )
    #define __pgd(x)	((pgd_t) { (x) } )
    
    /* 获取页表项的索引值 */
    #define pgd_index(addr)		(((addr) >> PGDIR_SHIFT) & (PTRS_PER_PGD - 1))
    #define pud_index(addr)		(((addr) >> PUD_SHIFT) & (PTRS_PER_PUD - 1))
    #define pmd_index(addr)		(((addr) >> PMD_SHIFT) & (PTRS_PER_PMD - 1))
    #define pte_index(addr)		(((addr) >> PAGE_SHIFT) & (PTRS_PER_PTE - 1))
    
    /*  获取页表中entry的偏移值 */
    #define pgd_offset(mm, addr)	(pgd_offset_raw((mm)->pgd, (addr)))
    #define pgd_offset_k(addr)	pgd_offset(&init_mm, addr)
    #define pud_offset_phys(dir, addr)	(pgd_page_paddr(*(dir)) + pud_index(addr) * sizeof(pud_t))
    #define pud_offset(dir, addr)		((pud_t *)__va(pud_offset_phys((dir), (addr))))
    #define pmd_offset_phys(dir, addr)	(pud_page_paddr(*(dir)) + pmd_index(addr) * sizeof(pmd_t))
    #define pmd_offset(dir, addr)		((pmd_t *)__va(pmd_offset_phys((dir), (addr))))
    #define pte_offset_phys(dir,addr)	(pmd_page_paddr(READ_ONCE(*(dir))) + pte_index(addr) * sizeof(pte_t))
    #define pte_offset_kernel(dir,addr)	((pte_t *)__va(pte_offset_phys((dir), (addr))))

3.2 head.S中的页表映射

3.2.1 idmap_pg_dir和swapper_pg_dir临时页表

是时候来个实例分析了，看看页表的创建过程，代码路径：arch/arm64/kernel/head.S。
内核启动过程中，在真正的物理内存尚未添加进系统，以及页表还未初始化之前，为了保证系统能正常运行，需要建立两个临时全局页表：idmap_pg_dir和swapper_pg_dir：
其中两个全局页表的定义在arch/arm64/kernel/vmlinux.lds.S中，放置在BSS段之后：

    	. = ALIGN(PAGE_SIZE);
    	idmap_pg_dir = .;
    	. += IDMAP_DIR_SIZE;
    	swapper_pg_dir = .;
    	. += SWAPPER_DIR_SIZE;

    /*  定义了连续的几个页，分别存放PGD，PMD，PTE等，连续在一起，这个也是head.S中填充的 */
    #define SWAPPER_DIR_SIZE	(SWAPPER_PGTABLE_LEVELS * PAGE_SIZE)
    #define IDMAP_DIR_SIZE		(IDMAP_PGTABLE_LEVELS * PAGE_SIZE)

idmap_pg_dir
从名字可以看出，identify map，也就是物理地址和虚拟地址是相等的。为什么需要这么一个映射呢？我们都知道在MMU打开之前，CPU访问的都是物理地址，那么当MMU打开后访问的就是虚拟地址了，这段页表的映射就是从CPU到打开MMU之前的这段代码物理地址的映射，防止开启MMU后，无法获取页表。可以从System.map文件中查看这些代码：
swapper_pg_dir
Linux内核编译后，kernel image是需要进行映射的，包括text，data等各种段。

3.2.2 页表创建

在head.S中，创建页表相关的有三个宏：

create_pgd_entry

    /*
     * Macro to populate the PGD (and possibily PUD) for the corresponding
     * block entry in the next level (tbl) for the given virtual address.
     *
     * Preserves:	tbl, next, virt
     * Corrupts:	tmp1, tmp2
     */
    	.macro	create_pgd_entry, tbl, virt, tmp1, tmp2
    	create_table_entry \tbl, \virt, PGDIR_SHIFT, PTRS_PER_PGD, \tmp1, \tmp2
    #if SWAPPER_PGTABLE_LEVELS > 3
    	create_table_entry \tbl, \virt, PUD_SHIFT, PTRS_PER_PUD, \tmp1, \tmp2
    #endif
    #if SWAPPER_PGTABLE_LEVELS > 2
    	create_table_entry \tbl, \virt, SWAPPER_TABLE_SHIFT, PTRS_PER_PTE, \tmp1, \tmp2
    #endif
    	.endm

上述函数主要是调用create_table_entry，由于SWAPPER_PGTABLES配置为3，因此相当于创建了pgd和pmd两级页表，此处需要注意一点，create_table_entry函数执行后，tbl参数会自动加上PAGE_SIZE，也就是说pgd和pmd两级页表是物理连续的。

create_block_map

    /*
     * Macro to populate block entries in the page table for the start..end
     * virtual range (inclusive).
     *
     * Preserves:	tbl, flags
     * Corrupts:	phys, start, end, pstate
     */
    	.macro	create_block_map, tbl, flags, phys, start, end
    	lsr	\phys, \phys, #SWAPPER_BLOCK_SHIFT
    	lsr	\start, \start, #SWAPPER_BLOCK_SHIFT
    	and	\start, \start, #PTRS_PER_PTE - 1	// table index
    	orr	\phys, \flags, \phys, lsl #SWAPPER_BLOCK_SHIFT	// table entry
    	lsr	\end, \end, #SWAPPER_BLOCK_SHIFT
    	and	\end, \end, #PTRS_PER_PTE - 1		// table end index
    9999:	str	\phys, [\tbl, \start, lsl #3]		// store the entry
    	add	\start, \start, #1			// next entry
    	add	\phys, \phys, #SWAPPER_BLOCK_SIZE		// next block
    	cmp	\start, \end
    	b.ls	9999b
    	.endm

上述函数主要是往block中填充pte entry，真正创建虚拟地址到物理地址的映射，映射区域：start ~ end。

create_table_entry

    /*
     * Macro to create a table entry to the next page.
     *
     *	tbl:	page table address
     *	virt:	virtual address
     *	shift:	#imm page table shift
     *	ptrs:	#imm pointers per table page
     *
     * Preserves:	virt
     * Corrupts:	tmp1, tmp2
     * Returns:	tbl -> next level table page address
     */
    	.macro	create_table_entry, tbl, virt, shift, ptrs, tmp1, tmp2
    	lsr	\tmp1, \virt, #\shift
    	and	\tmp1, \tmp1, #\ptrs - 1	// table index
    	add	\tmp2, \tbl, #PAGE_SIZE
    	orr	\tmp2, \tmp2, #PMD_TYPE_TABLE	// address of next table and entry type
    	str	\tmp2, [\tbl, \tmp1, lsl #3]
    	add	\tbl, \tbl, #PAGE_SIZE		// next level table page
    	.endm

上述函数创建页表项，并且返回下一个Level的页表地址。

上述三个孤立的函数并不直观，所以，图来了：

总体来说，页表的创建过程相对来说还是比较易懂的，掌握好几级页表及各级页表index所占的位域，此外熟悉各个Level页表中entry的格式，理解起来就会顺畅很多了。

一抠细节深似海，点到为止，防止一叶障目不见泰山，收工！

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Linux 深度探险

ARMv8 MMU及Linux页表映射

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