do_wp_page()分析与疑惑

凡是调用do_wp_page，一定满足的条件是，要写一个只读的页。这里的写，是一次用户进程的操作，从handle_pte_fault的最后一个参数write_access来的。而对于只读的页，则是因为页框受保护的，而进程所辖属的vm_area_struct里面的标志一定是可写的，如果不可写，而进程要求可写，那么早已经在do_page_fault里面进入bad_area代码块处理去了（在这个代码块的具体操作是Kill进程），看一下：

463 case 2: /* write, not present */


464 if (!(vma->vm_flags & VM_WRITE))


465 goto bad_area;


466 write++;//vma write


467 break;





那么从哪里判断是只读的页，然后出现缺页异常呢？

答曰：从pte的flags字段的相关属性来判断。在fork进程的时候已经订好了什么样的页写了保护。真的吗?真的！请看：

在fork一个进程的时候，会调用copy_one_pte(),在这个函数里面是这样处理进程间共享页面的：mm/memory.c

467 if (is_cow_mapping(vm_flags)) {


468 ptep_set_wrprotect(src_mm, addr, src_pte);


469 pte = *src_pte;


470 }





因此，对于按需调页的，一定会触发缺页异常，然后COW.

下面，让我们来看一下对于写一个只读的页，是Linux是怎样来处理的吧：

1、首先获得发生写异常时候的页描述符，通过vm_normal_page()函数来获得，这个函数的功能：就是如果有页描述符，就返回页描述符；如果没有页描述符，那么就返回NULL。（为什么会没有页描述符呢？我们不是说每一个4K的页面不都是与struct page数据结构相对应的么？让我们来看一下vm_normal_page()函数前面的注释吧：

370 * NOTE! Some mappings do not have "struct pages". A raw PFN mapping


371 * will have each page table entry just pointing to a raw page frame


372 * number, and as far as the VM layer is concerned, those do not have


373 * pages associated with them - even if the PFN might point to memory


374 * that otherwise is perfectly fine and has a "struct page".





从注释中，我们看到，如果虚拟层想这样干，就可以这样干，姑且认为VM layer就是虚拟机监视器所在的那一层吧。当然，我是推测，对于VM layer我也是望文生义啊，呵呵，欢迎拍砖！

2、在第一步中，①. 如果获得了页描述符，那么下一步就要判断，需不需要写复制了。②. 而如果没有获得页描述符，即vm_normal_page()返回了NULL，那么就直接进入分配新页的代码块(goto gotten)

3、不需要写复制的几种情况是：①,如果vma_area_struct所管辖的区域是公共可写的区域，即vma->vm_flags 不仅设置了 VM_SHARED，而且也设置了VM_WRITE。那么这种情况下，默认是不需要再分配一个块的需要做的仅仅是将PTE改为可写的就可以啦。我在这里存在的疑问是，既然VMA设定为共享可写了，难道页表项还不听VMA的话么？难道分配一个匿名的VMA，所映射的页框默认是写保护的么？

我觉得我的推测是站的住脚的，因为如果所映射的页框很听VMA的话，那么do_wp_page()
n style="font-size:9pt;font-family:宋体">还有存在的价值么？也许你会认为，有啊，因为VMA的属性和PTE的属性是一致的，而PTE是写保护的，那么VMA也就是写保护的咯，这样子的话，VMA认为我所指定的页是写保护的，而进程从VMA那里已经知道我这个线性区域是写保护的，还有必要继续do_wp_page()么？而早在do_page_fault()那里已经进入bad_area代码块那里把进程给干掉了。

好了，继续我们上面的话题，如果该线性区制定了我映射的页是共享可写的，那么只需要改变PTE就可以了，说起来很简单，可是也要分分情况，看看有没有特例：如果我映射的是一个文件，而该文件是只读的，那么我要去写它，它当然不愿意啦，因此，对于这种特殊情况，我们是需要考虑的，于是就产生了如下的代码：



1485 if (unlikely((vma->vm_flags & (VM_SHARED|VM_WRITE)) ==


1486 (VM_SHARED|VM_WRITE))) {


1487 if (vma->vm_ops && vma->vm_ops->page_mkwrite) {


1496 page_cache_get(old_page);//call get_page(),inc the page->count


1497 pte_unmap_unlock(page_table, ptl);


1499 if (vma->vm_ops->page_mkwrite(vma, old_page) < 0)


1500 goto unwritable_page;


1502 page_cache_release(old_page);


1510 page_table = pte_offset_map_lock(mm, pmd, address,


1511 &ptl);


1512 if (!pte_same(*page_table, orig_pte))


1513 goto unlock;


1514 }


1516 reuse = 1;





看第1499-1500行，如果映射文件的写操作不允许作用于该页，那么，就goto unwritable_page。从上面的代码的最后一行我们看到一个局部变量是reuse，那么这个就是”重用”的flag。如果其为1，那么不需要再分配新的页面了。

②．不需要再分配页面的第二种情况就是，产生异常的页面虽然是只读的，我现在需要写，如果，这个页框仅仅被我自己的这个进程所用，即，没有其他的进程来使用这个页框，那么我就很随意啦，让这个页框改为可写就可以了。而如果有多个进程共同使用该页的话，那么就不能那么”自私”了,需要照顾其他进程的情绪，重新分配一页来用吧。

注意，这里的情况只可能是匿名区的情况，对于映射了文件的话，就不需要考虑我这个区域是不是仅仅我一个人使用。为什么呢？为什么文件区域不管是几个进程使用，如果vm_area_struct线性区没有定义为共享可写的话，就不考虑只改变页框的属性就可以了？我想这是因为，在操作系统中，对于文件，或者代码，都认为是可以共享的，只要映射了文件，没有显示的定义其为大家都可以随便写的，那么进程想进行写的时候，复制该页面的内容，然后想怎么写就怎么写吧。

4、满足了第三步的情况，那么就是把对应的PTE改改就可以啦。请看Linux的处理代码：

1524 if (reuse) {//


1525 flush_cache_page(vma, address, pte_pfn(orig_pte));


1526 entry = pte_mkyoung(orig_pte);


1527 entry = maybe_mkwrite(pte_mkdirty(entry), vma)
;


1528 ptep_set_access_flags(vma, address, page_table, entry, 1);


1529 update_mmu_cache(vma, address, entry);


1530 lazy_mmu_prot_update(entry);


1531 ret |= VM_FAULT_WRITE;


1532 goto unlock;


1533 }





1526行是把PTE里面设置一个ACCESSED标志位，设置这个标志位的目的就像函数名字那样，让自己年轻一点，为了延迟kswapd守护进程换出刚刚处理的这个页面。

1527行进行了两项操作，首先把PTE的”脏”位设置了，然后，把PTE设置为可写的，以防止以后进行重复的这种异常处理工作。

1528行就是把新设置的这个entry更新到PTE上面。

1529-1530对于i386是不起作用的，为什么捏？因为i386的MMU是设置在CPU里面的，让CPU看着办吧。

下面的几行，就不废话啦，往下继续。

5、如果第三步的情况不满足了，那么就定义reuse=0,重新分配一个复制原来内容的页吧。

6、现在我们来看一下，需要COW的具体处理过程：①.如果原来的页是指向的ZEOR_PAGE,那么就分配一个全是0的页面。②.如果原来的页不是ZEOR_PAGE,那么就把老的那个页面复制一下，然后把复制的这个页面纳入自己的”财产”范围中。

1544 if (old_page == ZERO_PAGE(address)) {


1545 new_page = alloc_zeroed_user_highpage(vma, address);


1546 if (!new_page)


1547 goto oom;


1548 } else {


1549 new_page = alloc_page_vma(GFP_HIGHUSER, vma, address);


1550 if (!new_page)


1551 goto oom;


1552 cow_user_page(new_page, old_page, address);


1553 }





7、好了，do_wp_page()的主要工作已经做完了，然而，对于一个操作系统来讲robust是至关重要的，因此要把一切可能的情况都要一一考虑了。

1560 page_table = pte_offset_map_lock(mm, pmd, address, &ptl);


1561 if (likely(pte_same(*page_table, orig_pte))) {


1562 if (old_page) {


1563 page_remove_rmap(old_page);//old_page 's count -1


1564 if (!PageAnon(old_page)) {


1565 dec_mm_counter(mm, file_rss);


1566 inc_mm_counter(mm, anon_rss);


1567 }


1568 } else


1569 inc_mm_counter(mm, anon_rss);


1572
flush_cache_page(vma, address, pte_pfn(orig_pte));//do nothing


1573 entry = mk_pte(new_page, vma->vm_page_prot);//把new_page地址写入


1574 entry = maybe_mkwrite(pte_mkdirty(entry), vma);


1575 lazy_mmu_prot_update(entry);


1582 ptep_clear_flush(vma, address, page_table);


1583 set_pte_at(mm, address, page_table, entry);//set pte


1584 update_mmu_cache(vma, address, entry);


1585 lru_cache_add_active(new_page);


1586 page_add_new_anon_rmap(new_page, vma, address);


1589 new_page = old_page;


1590 ret |= VM_FAULT_WRITE;


1591 }


1592 if (new_page)


1593 page_cache_release(new_page);


1594 if (old_page)


1595 page_cache_release(old_page);





在这个代码块中，不明白的地方是

1、 为什么要增加匿名区文件的rss?(第1566行和第1569行)


2、 为什么要对于new_page进行page_cache_release()，对于old_page，能够理解，可是对于刚分配的new_page，为什么还要把count-1(page_cache_release()操作就是将map_count-1的操作)?因为之前，并没有page_cache_get(new_page)啊，难道在之前分配new_page的时候加了1？


讨论贴：http://www.linuxforum.net/forum/showflat.php?Cat=&Board=linuxK&Number=747164&page=0&view=collapsed&sb=5&o=7&fpart=



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