**頁表結構示意圖[zz]
圖3.3 linux的**頁表結構
linux總是假定處理器有**頁表。每個頁表通過所包含的下級頁表的頁面框號來訪問。圖3.3給出了虛擬位址是如何分割成多個域的，每個域提供了 某個指定頁表的偏移。為了將虛擬位址轉換成實體地址，處理器必須得到每個域的值。這個過程將持續三次直到對應於虛擬位址的物理頁面框號被找到。最後再使用 虛擬位址中的最後乙個域，得到了頁面中資料的位址。
為了實現跨平台執行，linux提供了一系列轉換巨集使得核心可以訪問特定程序的頁表。這樣核心無需知道 頁表入口的結構以及它們的排列方式。
這種策略相當成功，無論在具有**頁表結構的alpha axp還是兩級頁表的intel x86處理器中，linux總是使 用相同的頁表操縱**。
ARM MMU 建立頁表
二 記憶體的訪問許可權檢查 記憶體的訪問許可權檢查決定一塊記憶體是否允許讀 寫。這由cp15暫存器c3 域訪問控制 描述符的域 domain cp15暫存器c1的r s a位和描述符的ap位共同決定。域 決定是否對某塊記憶體進行許可權檢查，ap 決定如何對某塊內容進行許可權檢查。s3c2440有16...
Linux核心頁表
一 linux位址空間 arm的32位系統共支援4g的記憶體空間，其中0 3g為使用者空間，3g 4g是核心空間，arm採用2級頁表，32位位址空間address分別為 pgd pte 12bits，在核心 中分別為pgd 11位，pte 9 位，頁內位址12位 但是在mmu系統中對於arm的二級分...
linux頁表問題
1.核心頁表問題 kmalloc與kmem cache alloc之後的頁表 就比如說誰也沒有規定你不能在中斷處理裡面呼叫schedule，而且 你完全可以在沒有呼叫spin lock的情況下調spin unlock，會出問題嗎？出問題的是你自己，這個世界不會因為刀可以殺人就不用刀切菜了。啟動之後，...