Linux中代码段和数据段的加载

关于代码段数据段的加载：

 

load_aout_binary中关于数据段代码段的加载片段如下：

/*加载代码段*/ error = do_mmap(bprm->file, N_TXTADDR(ex), ex.a_text, PROT_READ | PROT_EXEC, MAP_FIXED | MAP_PRIVATE | MAP_DENYWRITE | MAP_EXECUTABLE, fd_offset);   /*加载数据段*/ error = do_mmap(bprm->file, N_DATADDR(ex), ex.a_data, PROT_READ | PROT_WRITE | PROT_EXEC, MAP_FIXED | MAP_PRIVATE | MAP_DENYWRITE | MAP_EXECUTABLE, fd_offset + ex.a_text);

 

elf文件的处理比较特殊：

if (elf_ppnt->p_flags & PF_R)   ·              elf_prot |= PROT_READ;   ·          if (elf_ppnt->p_flags & PF_W)   ·              elf_prot |= PROT_WRITE;   ·          if (elf_ppnt->p_flags & PF_X)   ·              elf_prot |= PROT_EXEC;   ·          elf_flags = MAP_PRIVATE | MAP_DENYWRITE | MAP_EXECUTABLE;              ...... error = elf_map(bprm->file, load_bias + vaddr, elf_ppnt,   ·                  elf_prot, elf_flags, 0);

 

这里面关键的问题是，无论代码段还是数据段，一定是MAP_PRIVATE 的映射。

 

关于do_mmap的处理：

 

do_mmap做两件事情：1）对要映射的虚存区域建立vma    2)设置vma的vm_ops ,重点是其中的缺页处理的函数filemap_nopage(do_mmap的基本思路就是：只有在程序具体访问到该页时才建立真正的物理page)

 

在do_mmap_pgoff 中，有如下片段处理vma的读写属性：

 

if (file) {      VM_ClearReadHint(vma);      vma->vm_raend = 0;      if (file->f_mode & FMODE_READ)             vma->vm_flags |= VM_MAYREAD | VM_MAYWRITE | VM_MAYEXEC;      if (flags & MAP_SHARED) {             vma->vm_flags |= VM_SHARED | VM_MAYSHARE;     ........... }   vma->vm_page_prot = protection_map[vma->vm_flags & 0x0f]; /*pte中的页属性位就来自该变量*/

 

vma属性的定义如下：

* vm_flags..  */ #define VM_READ           0x00000001 /* currently active flags */ #define VM_WRITE         0x00000002 #define VM_EXEC           0x00000004 #define VM_SHARED        0x00000008

 

以数据段为例：它是r/w、private的，所以它在执行到属性处理语句的时候：

 

vma->vm_page_prot = protection_map[vma->vm_flags & 0x0f];数组里面的索引值要么是3.要么是7.

 

pgprot_t protection_map[16] = { __P000, __P001, __P010, __P011, __P100, __P101, __P110, __P111, __S000, __S001, __S010, __S011, __S100, __S101, __S110, __S111 };

 

由上述图可以知道，3对应的是__P011， 7对应的是__P111

#define __P000 PAGE_NONE #define __P001 PAGE_READONLY #define __P010 PAGE_COPY #define __P011 PAGE_COPY #define __P100 PAGE_READONLY #define __P101 PAGE_READONLY #define __P110 PAGE_COPY #define __P111 PAGE_COPY   #define PAGE_COPY __pgprot(_PAGE_PRESENT | _PAGE_USER | _PAGE_ACCESSED)

 

 

所以，不管是3还是7，这个页的属性都是PAGE_COPY。 至此代码段、数据段的vma已经建立成功，等到程序要访问相关页的时候，会触发do_page_fault对相应的虚存页进行物理页框的分配。

 

do_page_fault的处理：

 

do_page_fault -> handle_mm_fault -> handle_pte_fault

 

if (!pte_present(entry)) { /*  * If it truly wasn't present, we know that kswapd  * and the PTE updates will not touch it later. So  * drop the lock.  */    spin_unlock(&mm->page_table_lock);    if (pte_none(entry))          return do_no_page(mm, vma, address, write_access, pte);    return do_swap_page(mm, vma, address, pte, pte_to_swp_entry(entry), write_access); }

 

第一次处理数据段缺页的时候，显然是pte表项为空的场景。但此时触发page_fault的操作是读还是写？（write_access正是标志本次触发标志是读还是写的操作）

 

假设现在的操作是写，那么write_access就是1.

 

do_no_page是这么处理的:

........ new_page = vma->vm_ops->nopage(vma, address & PAGE_MASK, (vma->vm_flags & VM_SHARED)?0:write_access);   entry = mk_pte(new_page, vma->vm_page_prot);  /*这里是PAGE_COPY*/ if (write_access)      entry = pte_mkwrite(pte_mkdirty(entry)); set_pte(page_table, entry);

 

vma中的vm_ops是filemap_nopage函数：

 

filemap_nopage(struct vm_area_struct * area,unsigned long address, int no_share)/* no_share =   write_access*/

 

page = __find_get_page(mapping, pgoff, hash);  /*首先在page_cache中找到elf中的data页*/ ............ old_page = page;      if (no_share) {           struct page *new_page = page_cache_alloc();       if (new_page) {           copy_user_highpage(new_page, old_page, address);       flush_page_to_ram(new_page); } else new_page = NOPAGE_OOM; page_cache_release(page); return new_page; }

 

由此可见： 数据段的页只是一份用户态本地的拷贝，它没有任何mapping，他可以被换出到swap中。它和bss、堆区、栈区的页没有任何本质上的区别。

 

假设现在的操作是读：

     write_access就是0，所以filemap_nopage中返回的就是old_page。 old_page是page_cache中的页，他一定会mapping到elf_inode->address_mapping。似乎这样接下去推会得到一个相反的结论。

     请注意： 

entry = mk_pte(new_page, vma->vm_page_prot);  /*这里是PAGE_COPY，_PAGE_PRESENT | _PAGE_USER | _PAGE_ACCESSED */

当我们对这样的页进行写操作的时候，mmu当然会触发page_fault.

 

if (write_access) {      if (!pte_write(entry))      return do_wp_page(mm, vma, address, pte, entry);      entry = pte_mkdirty(entry); }

 

当一个vma是可写的，而vma中对应的pte又是不可写的，这就触发了copy_on_write机制：do_wp_page会进行相应的copy_on_write处理过程。

 

所以，不存在是否第一份不能被换出的情况。如果对数据段都是只读的操作，那么你可以把数据段的页想象成一个软链接。一旦有了写操作，那么数据段就变成了一份本地的page。