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:Authors: Kenneth Lee :Version: 1.0 :Date: 2021-06-03
Linux内核页表
本文分析Linux内核页表的概念空间。
页表的原理是分级描述页到物理地址的对应关系。
如果一个va对应一个pa，那么页表就需要地址空间那么多项，每项至少包含一个va和一个 pa，这空间本身内存还大，这肯定不现实，所以页表（严格来说是地址映射表）的核心设 计逻辑是怎么省空间。
第一个方法当然是页，一个va对4K个pa，这就省了不少了，如果对64K，就更少了。这是最 基本的方法。
第二个方法是目录，这其实没有省空间，但它解决了稀疏化的问题：如果某些空间的va地 址我没有用，我能不能不留映射表在那个区域上？所以，把va地址分成多段，分段来描述， 不在段中的地址就不用分配空间了。
比如RISCV的Sv39，VA地址分配：::
63 38 29 20 11 0 +-----------+-----------+-----------+-----------+-----------+ | NA | VPN2 | VPN1 | VPN0 | offset | +-----------+-----------+-----------+-----------+-----------+
这个地址分配不使用整个可达的64位地址空间，放弃掉63-39位，仅使用低端512G的范围。 把这512G分成512份，每份1G，VPN2就可以寻址任何一个1G，如果这个1G的空间没有人用， 就不用分配下一级的页表了，这就省下了一大片的空间。反过来说，如果这个页表有人用 ，其实一点空间都没有省，还因为分了多段，浪费更多的空间。
所以，本质上分多少级目录，是稀疏管理的需要，是个根据运行数据经验的选择，很多平 台支持不同的页大小，不同的页表分级，都是为了解决这个“不同应用不用配置”的问题。
va->pa映射需要一一对应，但pa空间和va空间不需要一一对应的。还是用这个Sv39为例， 它的pa是这样定义的：::
63 55 29 20 11 0 +-----------+-----------+-----------+-----------+-----------+ | NA | PPN2 | PPN1 | PPN0 | offset | +-----------+-----------+-----------+-----------+-----------+
PPN2比VPN2大得多，这一点问题没有，因为你又不是只有一个进程，进程最多用512G内存， 很多的进程仍可以用完这64T的物理内存啊，只要我最后的PTE里面，每个VPN都能找到对应 的PPN就可以了。
现在看Linux对这个的支持。
每个平台有不同的页表配置，但原理都是基于VPN的数组，Linux内核就把这个抽象为一组数据。 比如，如果我们有4级页表，我们应该有4级的数组，像这样：
.. code-block:: c
pt_l2 = pt_l3[VPN3].ppn pt_l1 = pt_l2[VPN2].ppn pt_l0 = pt_l1[VPN1].ppn pte = pt_l0[VPN0].ppn
最后的pte的ppn拼上offset就是确切的物理地址了。
这种东西，其实直接用1,2,3,4来表示是最简洁的，只是Linux最早是在x86上实现的，用的 都是x86的语言习惯，所以它把这些名字换了，L3, L2, L1, L0的页表项分别叫做pgd, pud, pmd和pte。换句话说，L3页表是pgd的数组，L2是pud的数组，……如此类推。
如果有5级，名字就又不够用了，这时就只好用数字了，这个叫p4d，插到pgd和pud之间（ 因为pgd名字是global，必须就是第一级）。所以，Linux内核中的页表项的表示是pgd, p4d, pud, pmd和pte。一些平台（比如x86)，页目录和pte的内容是不同的，部分平台（比 如riscv），两者其实是一样的。
为了让4级页表和5级页表的代码可以通用，Linux的代码假设总共就是5级，在4级的平台上 ，它使能一个逻辑，叫__PAGETABLE_P4D_FOLDED，这种模式下，从pgd就p4d，得到的就是 pgd本身，这样，后面引用p4d求后面的页表，就是从pgd开始的了。
然后我们看看基于这些表建立的概念：
我们用XXX表示一级页表项的名字，比如p4d, pgd等，YYY表示它上一级的页表项的名字， XXX[]表示这个页表项组成的页表。
其中：
XXX_val(XXX)/__XXX(val) 把XXX当作值使用和把值当作XXX来使用。
XXX_none(XXX); 检查XXX项是否有效，也就是它的下一级页表是否被分配了。
XXX_present/bad(XXX); 检查XXX指向的页是否存在（有没有被交换出去），present和bad互相取反。 none和bad很相似，但none表示这个值压根就没有填，下一级页表就没有分配，而 bad表示这个值无效，但下一级页表是存在的。
XXX_leaf(XXX); 检查XXX是否是最后一级页表的页表项
XXX_offset(YYY, va); 求va在这个页表上的那个项目的指针。 注意了，不是求偏移，而是求XXX自身。
set_XXX(XXX*, XXX) 在一个XXX[n]上设置一个XXX。
clear_XXX(XXX*) 在一个XXX[n]上清除一个XXX，但不会释放对应的内存。
XXX_alloc(mm, YYY, va); 分配XXX[] 这个函数会考虑在核间同步的问题，所以你不要直接用他们操作和IO相关的页表。 这也意味这，这组函数不是给IO或者IOMMU等子系统用的。
pfn_XXX(XXX, prot) 从pfn求XXX
XXX_pfn(pfn) 从XXX球pfn
XXX_page_vaddr(XXX) 从XXX求下一级页表的虚拟地址
pfn_pte(pte)/pfn_pte(pfn, prot) 从pte求pfn（包括所有层级连在一起的结果），或者反过来。
pte_read/write/exec/hugh/dirty...(pte) 检查pte属性。
pte_mkread/mkwrite/mkexec/mkhugh/mkdirty...(pte) 设置pte属性。