(LDD) Ch13-MMAP和DMA(轉(zhuǎn)載)
       
      第十三章   MMAP和DMA
       
       
       
      這一章介紹Linux內(nèi)存管理和內(nèi)存映射的奧秘。同時講述設(shè)備驅(qū)動程序是如何使用“直接
      內(nèi)存訪問”（DMA）的。盡管你可能反對，認(rèn)為DMA更屬于硬件處理而不是軟件接口，但
      我覺得與硬件控制比起來，它與內(nèi)存管理更相關(guān)。
       
      這一章比較高級；大多數(shù)驅(qū)動程序的作者并不需要太深入到系統(tǒng)內(nèi)部。不過理解內(nèi)存如
      何工作可以幫助你在設(shè)計驅(qū)動程序時有效地利用系統(tǒng)的能力。
       
      Linux中的內(nèi)存管理
       
      這一節(jié)不是描述操作系統(tǒng)中內(nèi)存管理的理論，而是關(guān)注于這個理論在Linux實現(xiàn)中的主要

      這一節(jié)不是描述操作系統(tǒng)中內(nèi)存管理的理論，而是關(guān)注于這個理論在Linux實現(xiàn)中的主要
      特征。本節(jié)主要提供一些信息，跳過它不會影響您理解后面一些更面向?qū)崿F(xiàn)的主題。
       
      頁表
       
      當(dāng)一個程序查一個虛地址時，處理器將地址分成一些位域（bit field）。每個位域被用
      來索引一個稱做頁表的數(shù)組，以獲得要么下一個表的地址，要么是存有這個虛地址的物
      理頁的地址。
       
      為了進(jìn)行虛地址到物理地址的映射，Linux核心管理三級頁表。開始這也許會顯得有些奇
      怪。正如大多數(shù)PC程序員所知道的，x86硬件只實現(xiàn)了兩級頁表。事實上，大多數(shù)Linux
      支持的32位處理器實現(xiàn)兩級，但不管怎樣核心實現(xiàn)了三級。
       
      在處理器無關(guān)的實現(xiàn)中使用三級，使得Linux可以同時支持兩級和三級（如Alpha）的處
      理器，而不必用大量的#ifdef語句把代碼攪得一團(tuán)糟。這種“保守編碼”方式并不會給
      核心在兩級處理器上運行時帶來額外的開銷，因為實際上，編譯器已經(jīng)把沒用的一級優(yōu)
      化掉了。
       
      但是讓我們看一會兒實現(xiàn)換頁的數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)。為了跟上討論，你應(yīng)該記住大多數(shù)用作內(nèi)存
      管理的數(shù)據(jù)都采用unsigned long的內(nèi)部表示，因為它們所表示的地址不會再被復(fù)引用。
       
      下述幾條總結(jié)了Linux的三級實現(xiàn)，由圖13-1示意：
       

       
      l    一個“頁目錄（Page Directory,PGD）”是頂級頁表。PGD是由pgd_t項所組成的數(shù)
      組，每一項指向一個二級頁表。每個進(jìn)程都有它自己的頁目錄，你可以認(rèn)為頁目錄是個
      頁對齊的pgd_t數(shù)組。
       
      l    二級表被稱做“中級頁目錄（Page Mid_level Directory）”或PMD。 PMD是一個
      頁對齊的pmd_t數(shù)組。每個pmd_t是個指向三級頁表的指針。兩級的處理器，如x86和spar
      c_4c，沒有物理PMD；它們將PMD聲明為只有一個元素的數(shù)組，這個元素的值就是PMD本身
      ——馬上我們將會看到C語言是如何處理這種情況以及編譯器是如何把這一級優(yōu)化掉的。
       
      l    再下一級被簡單地稱為“頁表（Page Table）”。同樣地，它也是一個頁對齊的數(shù)
      組，每一項被稱為“頁表項（Page Table Entry）”。核心使用pte_t類型表示每一項。
      pte_t包含數(shù)據(jù)頁的物理地址。
       
      上面提到的類型都在<asm/page.h>中定義，每個與換頁相關(guān)的源文件都必須包含它。
       
      核心在一般程序執(zhí)行時并不需要為頁表查尋操心，因為這是有硬件完成的。不過，核心
      必須將事情組織好，硬件才能正常工作。它必須構(gòu)造頁表，并在處理器報告一個頁面錯
      時（即當(dāng)處理器需要的虛地址不在內(nèi)存中時）查找頁表，。
       
      下面的符號被用來訪問頁表。<asm/page.h>和<asm/pgtable.h>必須被包含以使它們可以
      被訪問。
       

       
      （Figure 13.1 Linux的三級頁表）
       
      PTRS_PER_PGD
       
      PTRS_PER_PMD
       
      PTRS_PER_PTE
       
      每個頁表的大小。兩級處理器置PTRS_PER_PMD為1，以避免處理中級。
       
      unsigned long pgd_bal(pgd_t pgd)
       
      unsigned long pmd_val(pmd_t pmd)
       
      unsigned long pte_val(pte_t pte)
       
      這三個宏被用來從有類型數(shù)據(jù)項中獲取無符號長整數(shù)值。這些宏通過在源碼中使用嚴(yán)格
      的數(shù)據(jù)類型有助于減小計算開銷。
       
      pgd_t *pgd_offset(struct mm_struct *mm,unsigned long address)
       
      pmd_t *pmd_offset(pgd_t *dir,unsigned long address)

      pmd_t *pmd_offset(pgd_t *dir,unsigned long address)
       
      pte_t *pte_offset(pmd_t *dir,unsigned long address)
       
      這些線入函數(shù)是用于獲取與address相關(guān)聯(lián)的pgd，pmd和pte項。頁表查詢從一個指向結(jié)
      構(gòu)mm_struct的指針開始。與當(dāng)前進(jìn)程內(nèi)存映射相關(guān)聯(lián)的指針是current->mm。指向核心
      空間的指針由init_mm描述，它沒有被引出到模塊，因為它們不需要它。兩級處理器定義
      pmd_offset(dir,add)為(pmd_t* )dir，這樣就把pmd折合在pgd上。掃描頁表的函數(shù)總是
      被聲明為inline，而且編譯器優(yōu)化掉所有pmd查找。
       
      unsigned long pte_page(pte_t pte)
       
      這個函數(shù)從頁表項中抽取物理頁的地址。使用pte_val(pte)并不可行，因為微處理器使
      用pte的低位存貯頁的額外信息。這些位不是實際地址的一部分，而且需要使用pte_page
      從頁表中、抽取實際地址。
       
      pte_present(pte_t pte)
       
      這個宏返回布爾值表明數(shù)據(jù)頁當(dāng)前是否在內(nèi)存中。這是訪問pte低位的幾個函數(shù)中最常用
      的一個——這些低位被pte_page丟棄。有趣的是注意到不論物理頁是否在內(nèi)存中，頁表
      始終在（在當(dāng)前的Linux實現(xiàn)中）。這簡化了核心代碼，因為pgd_offset及其它類似函數(shù)
      從不失敗；另一方面，即使一個有零“駐留存貯大小”的進(jìn)程也在實際RAM中保留它的頁
      表。

      表。
       
      僅僅看看這些列出的函數(shù)不足以使你對Linux的內(nèi)存管理算法熟悉起來；實際的內(nèi)存管理
      要復(fù)雜的多，而且還要處理其它一些繁雜的事，如高速緩存一致性。不過，上面列出的
      函數(shù)足以給你一個關(guān)于頁面管理實現(xiàn)的初步印象；你可以從核心源碼的include/asm和mm
      子樹中得到更好的信息。
       
      虛擬內(nèi)存區(qū)域
       
      盡管換頁位于內(nèi)存管理的最低層，你在能有效地使用計算機(jī)資源之前還需要一些別的知
      識。核心需要一種更高級的機(jī)制處理進(jìn)程看到它的內(nèi)存方式。這種機(jī)制在Linux中以“虛
      擬內(nèi)存區(qū)域的方式實現(xiàn)，我稱之為“區(qū)域”或“VMA”。
       
      一個區(qū)域是在一個進(jìn)程的虛存中的一個同質(zhì)區(qū)間，一個具有同樣許可標(biāo)志的地址的連續(xù)
      范圍。它與“段”的概念松散對應(yīng)，盡管最好還是將其描述為“具有自己屬性的內(nèi)存對
      象”。一個進(jìn)程的內(nèi)存映象由下面組成：一個程序代碼（正文）區(qū)域；一個數(shù)據(jù)、BSS（
      未初始化的數(shù)據(jù)）和棧區(qū)域；以及每個活動的內(nèi)存映射的區(qū)域。一個進(jìn)程的內(nèi)存區(qū)域可
      以通過查看/proc/pid/maps看到。/proc/self是/proc/pid的特殊情況，它總是指向當(dāng)前
      進(jìn)程，做為一個例子，下面是三個不同的內(nèi)存映象，我在#字號后面加了一些短的注釋：
       
      （代碼271）
       
      每一行的域為：

      每一行的域為：
       
      start_end perm offset major:minor inode
       
      perm代表一個位掩碼包括讀、寫和執(zhí)行許可；它表示對屬于這個區(qū)域的頁，允許進(jìn)程做
      什么。這個域的最后一個字符要么是p表示私有的，要么是s表示共享的。
       
      /proc/*/maps的每個域?qū)?yīng)著結(jié)構(gòu)vm_area_struct的一個域，我們將在下面描述這個結(jié)
      構(gòu)。
       
      實現(xiàn)mmap的方法的驅(qū)動程序需要填充在映射設(shè)備的進(jìn)程地址空間中的一個VMA結(jié)構(gòu)。因此
      ，驅(qū)動程序的作者對VMA應(yīng)該有個最起碼的理解以便使用它們。
       
      讓我們看一下結(jié)構(gòu)vm_area_struct（在<linux/mm.h>）中最重要的幾個域。這些域可能
      在設(shè)備驅(qū)動程序的mmap實現(xiàn)中被用到。注意核心維護(hù)VMA的列表和樹以優(yōu)化區(qū)域查找，vm
      _area_struct的幾個域被用來維護(hù)這個組織。VMA不能按照驅(qū)動程序的意愿被產(chǎn)生，不然
      結(jié)構(gòu)將會崩潰。VMA的幾個主要域如下：
       
      unsigned long vm_start
       
      unsigned long vm_end
       
      一個VMA描述的虛地址介于vma->vm_start和vma->vm_end之間。這兩個域是/pro/*/maps

      一個VMA描述的虛地址介于vma->vm_start和vma->vm_end之間。這兩個域是/pro/*/maps
      中顯示的最先兩個域。
       
      struct inode *vm_inode
       
      如果這個區(qū)域與一個inode相關(guān)聯(lián)（如一個磁盤文件或一個設(shè)備節(jié)點），這個域是指向這
      個inode的指針。不然，它為NULL。
       
      unsigned long vm_offset
       
      inode中這個區(qū)域的偏移量。當(dāng)一個文件或設(shè)備被映射時，這是映射到這個區(qū)域的第一個
      字節(jié)的文件的位置（filp->f_ops）。
       
      struct vm_operations_struct *vm_ops
       
      vma->vm_ops說明這個內(nèi)存區(qū)域是一個核心“對象”，就象我們在本書中一直在用的結(jié)構(gòu)
      file。這個區(qū)域聲明在其內(nèi)容上操作的“方法”，這個域就是用來列出這些方法。
       
      和結(jié)構(gòu)vm_area_struct一樣，vm_operations_struct在<linux/mm.h>中定義；它包括了
      列在下面的操作。這些操作是處理進(jìn)程內(nèi)存需要的所有操作，它們以被聲明的順序列出
      。列出的原型是2.0的，與1.2.13的區(qū)別在每一項中都有描述。在本章的后面，這些函數(shù)
      中的部分會被實現(xiàn)，那時會更完全地加以描述。
       

       
      void(*open)(struct vm_area_struct  *vma);
       
      在核心生成一個VMA后，它就把它打開。當(dāng)一個區(qū)域被復(fù)制時，孩子從父親那里繼承它的
      操作，就區(qū)域用vm->open打開。例如，當(dāng)fork將存在進(jìn)程的區(qū)域復(fù)制到新的進(jìn)程時，vm_
      ops->open被調(diào)用以打開所有的映象。另一方面，只要mmap執(zhí)行，區(qū)域在file->f_ops->m
      map被調(diào)用前被產(chǎn)生，此時不調(diào)用vm_ops->open。
       
      void(*close)(struct vm_area_struct *vma);
       
      當(dāng)一個區(qū)域被銷毀時，核心調(diào)用它的close操作。注意VMA沒有相關(guān)的使用計數(shù)；區(qū)域只