用户进程共享3~4G内核地址空间---Linux内核笔记

首先要说明的一点是：Linux在内核态运行时(中断生生或系统调用发生后进入内核态)，使用的是当前进程的页目录，这样做的好处是不用频繁的切换页目录，防止频繁刷新TLB，提高效率。

每个用户进程有自己独立的0~3G地址空间，共享3~4G地址空间，也就是说每个进程页表的前768项是独立的，后面的256项全部进程共享。中断发生或系统调用后，进程陷入内核态，这时候需要使用3G~4G的内核地址空间，那么内核是在什么时候拷贝内核页表到进程页表的呢？
拷贝的时机发生在进程试图访问内核地址(这时候当前进程3~4G这段地址未映射)，会发生缺页中断。

再看看缺页中断函数是如何工作的：
asmlinkage void do_page_fault(struct pt_regs *regs, unsigned long error_code)
{
    struct task_struct *tsk;
    struct mm_struct *mm;
    struct vm_area_struct * vma;
    unsigned long address;
    unsigned long page;
    unsigned long fixup;
    int write;
    siginfo_t info;

    /* get the address */
    __asm__("movl %%cr2,%0":"=r" (address));

    /* It's safe to allow irq's after cr2 has been saved */
    if (regs->eflags & X86_EFLAGS_IF)
        local_irq_enable();

    tsk = current;

 //如果产生缺页的地址>TASK_SIZE(3G的地方)且发生在内核态(用户态没有权限访问内>3G的地址)，
//跳转到vmalloc_fault
    if (address >= TASK_SIZE && !(error_code & 5))
        goto vmalloc_fault;
。。。。。。。。。。。。。。。。。。。
//这里处理>3G内存的缺页中断，从init_mm(内核地址空间)拷贝一个页表到当前进程对应
//的页表项
vmalloc_fault:
    {
        int offset = __pgd_offset(address);
        pgd_t *pgd, *pgd_k;
        pmd_t *pmd, *pmd_k;
        pte_t *pte_k;

        asm("movl %%cr3,%0":"=r" (pgd));
        pgd = offset + (pgd_t *)__va(pgd);
        pgd_k = init_mm.pgd + offset;

        if (!pgd_present(*pgd_k))
            goto no_context;
        set_pgd(pgd, *pgd_k);
       
        pmd = pmd_offset(pgd, address);
        pmd_k = pmd_offset(pgd_k, address);
        if (!pmd_present(*pmd_k))
            goto no_context;
        set_pmd(pmd, *pmd_k);

        pte_k = pte_offset(pmd_k, address);
        if (!pte_present(*pte_k))
            goto no_context;
        return;
    }
}