發表日期: 2007-02-15 10:04
1. mips 與 x86 的 tlb 差別
其在於對 tlb 不命中時的處理上：
mips 會觸發tlb refill 異常，核心的 tlb_refill_handler 會以 pgd_current 為當前程序的 pgd 基址，索引獲得轉換失敗的虛址對應的 pte，並將其填入 tlb，完了cpu 把剛剛轉換失敗的虛位址再走一下 tlb 就ok了。
而 x86 在 tlb 不命中時，是由硬體 mmu 以 cr3 為當前程序的 pgd 基址，索引獲得 pfn 後，直接輸出 pa。同時 mmu 會填充 tlb 以加快下次轉換的速度。
另外轉換失敗的虛址，mips 使用 badvaddr 暫存器存放，x86 使用 cr2 存放。
2. 關於 mips32 頁表的大小問題
系統每 fork 乙個程序或者 clone 乙個程序沒有clone_vm標誌，核心都會呼叫 __get_free_pages 為新程序分配乙個頁給頁目錄表，前512項初始化都指向invalid_pte_table（空頁表，共有 page_size/sizeof(pte_t) 項），後面的都從 init 程序繼承。而後核心會根據新程序所需的儲存空間大小，為其分配頁表（大小為乙個頁），分配記憶體頁，設定相應的頁表項，設定對應的頁目錄表項。
可以看到，只要程序數目固定頁目錄表所需的空間是固定的，每個程序頁目錄表為乙個頁大小；而程序總頁表的大小要依賴於程序**、資料的大小。
乙個典型的 mips32 系統，頁大小為4kb，單使用者模式，僅有bash程序，其頁表大小為 48kb 左右（cat /proc/meminfo|grep pagetables）；頁目錄的大小可由下式計算：
pgd_size = nr_process(exclude kernel thread) * page_size
3. mips tlb
mips tlb 的每項的主要資料有： ｜ g | asid | vpn | pfn | ，其中 vpn 為 virtual page number， pfn 為 physical frame number。 項與項之間沒有次序，cpu 轉換時是直接匹配的。不能稱為 page table 。
而 page table 當年設計成 陣列結構，以陣列的下標作為虛頁號是經過考慮的，即使今天看來，我們依然能夠體會它的巧妙。
4. 核心在從組合語言跳到c語言中時，其棧的棧頂是在**設定的？
核心在進入 start_kernel 前，將 esp 指向了 init_thread_union + thread_size， init_thread_union 位於 .data.init_task 節，是個 union 結構，其大小為 thread_size，定義的比較巧妙：
union thread_union ;
5. 核心態執行緒、核心執行緒以及程序的核心棧問題
linux 下執行緒庫的實現，以常用的 linuxthread 或者 nptl 為例，這些庫建立執行緒是使用這些標誌 clone_vm | clone_fs | clone_files | clone_sighand 呼叫 clone() 來實現的，就是乙個輕量級程序。
在使用 fork, vfork, clone 這些函式建立程序或者輕量級程序時，核心都會呼叫 alloc_task_struct() 為其分配乙個 task_struct； 呼叫 alloc_thread_info() ，表面上看好像是分配 thread_info 結構，實際上：
#define alloc_thread_info(tsk) kmalloc(thread_size, gfp_kernel)
分配了 thread_size 的空間，底端為 thread_info ，指向它的指標儲存於 task_struct->thread_info 中。可以看到，task_struct->thread_info + thread_size 即為程序或者輕量級程序的核心棧棧底。
無論是使用 clone 生成輕量級程序，還是使用 kernel_thread 建立核心執行緒，他們都會進入 do_fork，進而呼叫 alloc_thread_info()，因此他們都有核心棧，大小為 thread_size，底端為 thread_info 。
因此linux 下，每個執行緒都會有乙個核心棧，這個當執行緒數目很大時是個問題。
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