【版權所有，轉載請註明出處。出處：http://www.cnblogs.com/joey-hua/p/5598451.html 】 在上一篇的fork函數中，首先一上來就調用get_free_page為新任務的數據結構申請一頁記憶體，在memory.c中： 上面有幾個指令比較陌生，先介紹repne s ...
【版權所有，轉載請註明出處。出處：http://www.cnblogs.com/joey-hua/p/5598451.html 】
在上一篇的fork函數中，首先一上來就調用get_free_page為新任務的數據結構申請一頁記憶體，在memory.c中：
/*
* 獲取首個(實際上是最後1 個:-)空閑頁面，並標記為已使用。如果沒有空閑頁面，
* 就返回0。
*/
//// 取空閑頁面。如果已經沒有可用記憶體了，則返回0。
// 輸入：%1(ax=0) - 0；%2(LOW_MEM)；%3(cx=PAGING PAGES)；%4(edi=mem_map+PAGING_PAGES-1)。
// 輸出：返回%0(ax=頁面起始地址)。
// 上面%4 寄存器實際指向mem_map[]記憶體位元組圖的最後一個位元組。本函數從位元組圖末端開始向前掃描
// 所有頁面標誌（頁面總數為PAGING_PAGES），若有頁面空閑（其記憶體映像位元組為0）則返回頁面地址。
// 註意！本函數只是指出在主記憶體區的一頁空閑頁面，但並沒有映射到某個進程的線性地址去。後面
// 的put_page()函數就是用來作映射的。
unsigned long
get_free_page (void)
{
register unsigned long __res asm ("ax");
__asm__ ("std ; repne ; scasb\n\t" // 方向位置位，將al(0)與對應每個頁面的(di)內容比較，
"jne 1f\n\t" // 如果沒有等於0 的位元組，則跳轉結束（返回0）。
"movb $1,1(%%edi)\n\t" // 將對應頁面的記憶體映像位置1。
"sall $12,%%ecx\n\t" // 頁面數*4K = 相對頁面起始地址。
"addl %2,%%ecx\n\t" // 再加上低端記憶體地址，即獲得頁面實際物理起始地址。
"movl %%ecx,%%edx\n\t" // 將頁面實際起始地址??edx 寄存器。
"movl $1024,%%ecx\n\t" // 寄存器ecx 置計數值1024。
"leal 4092(%%edx),%%edi\n\t" // 將4092+edx 的位置??edi(該頁面的末端)。
"rep ; stosl\n\t" // 將edi 所指記憶體清零（反方向，也即將該頁面清零）。
"movl %%edx,%%eax\n" // 將頁面起始地址??eax（返回值）。
"1:": "=a" (__res): "" (0), "i" (LOW_MEM), "c" (PAGING_PAGES), "D" (mem_map + PAGING_PAGES - 1):"di", "cx",
"dx");
return __res; // 返回空閑頁面地址（如果無空閑也則返回0）。
}
上面有幾個指令比較陌生，先介紹repne scasb，其對應的等價指令是：
scans:inc edi
dec ecx
je loopdone
cmp byte [edi-1],al
jne scans
loopdone:
sall $12,%eax表示將%eax的值左移12位，相當於eax=eax*4096.
STOSL指令相當於將EAX中的值保存到ES:EDI指向的地址中。
所以第一句指令的意思是把al即%0的值0與di內容比較（倒序），edi為mem_map+PAGING_PAGES-1，即記憶體映射數組的最後一個可分頁的下標內容，如果有等於0的位元組表示還未使用，就將對應頁面的記憶體映像位置1.
然後把ecx，此時不再是PAGING_PAGES，乘以4096得到相對頁面的起始地址，再加上LOW_MEM得到頁面實際物理起始地址。然後把這整頁記憶體清0.最後返回這個頁面的起始地址。
接下來看最關鍵的copy_page_tables函數：
// 刷新頁變換高速緩衝巨集函數。
// 為了提高地址轉換的效率，CPU 將最近使用的頁表數據存放在晶元中高速緩衝中。在修改過頁表
// 信息之後，就需要刷新該緩衝區。這裡使用重新載入頁目錄基址寄存器cr3 的方法來進行刷新。
// 下麵eax = 0，是頁目錄的基址。
#define invalidate() \
__asm__( "movl %%eax,%%cr3":: "a" (0))
/*
* 好了，下麵是記憶體管理mm 中最為複雜的程式之一。它通過只複製記憶體頁面
* 來拷貝一定範圍內線性地址中的內容。希望代碼中沒有錯誤，因為我不想
* 再調試這塊代碼了?。
*
* 註意！我們並不是僅複製任何記憶體塊 - 記憶體塊的地址需要是4Mb 的倍數（正好
* 一個頁目錄項對應的記憶體大小），因為這樣處理可使函數很簡單。不管怎樣，
* 它僅被fork()使用（fork.c 第56 行）。
*
* 註意2！！當from==0 時，是在為第一次fork()調用複製內核空間。此時我們
* 不想複製整個頁目錄項對應的記憶體，因為這樣做會導致記憶體嚴重的浪費 - 我們
* 只複製頭160 個頁面 - 對應640kB。即使是複製這些頁面也已經超出我們的需求，
* 但這不會占用更多的記憶體 - 在低1Mb 記憶體範圍內我們不執行寫時複製操作，所以
* 這些頁面可以與內核共用。因此這是nr=xxxx 的特殊情況（nr 在程式中指頁面數）。
*/
//// 複製指定線性地址和長度（頁表個數）記憶體對應的頁目錄項和頁表，從而被覆制的頁目錄和
//// 頁表對應的原物理記憶體區被共用使用。
// 複製指定地址和長度的記憶體對應的頁目錄項和頁表項。需申請頁面來存放新頁表，原記憶體區被共用；
// 此後兩個進程將共用記憶體區，直到有一個進程執行寫操作時，才分配新的記憶體頁（寫時複製機制）。
int
copy_page_tables (unsigned long from, unsigned long to, long size)
{
unsigned long *from_page_table;
unsigned long *to_page_table;
unsigned long this_page;
unsigned long *from_dir, *to_dir;
unsigned long nr;
// 源地址和目的地址都需要是在4Mb 的記憶體邊界地址上。否則出錯，死機。
if ((from & 0x3fffff) || (to & 0x3fffff))
panic ("copy_page_tables called with wrong alignment");
// 取得源地址和目的地址的目錄項(from_dir 和to_dir)。參見對115 句的註釋。
from_dir = (unsigned long *) ((from >> 20) & 0xffc); /* _pg_dir = 0 */
to_dir = (unsigned long *) ((to >> 20) & 0xffc);
// 計算要複製的記憶體塊占用的頁表數（也即目錄項數）。
size = ((unsigned) (size + 0x3fffff)) >> 22;
// 下麵開始對每個占用的頁表依次進行複製操作。
for (; size-- > 0; from_dir++, to_dir++)
{
// 如果目的目錄項指定的頁表已經存在(P=1)，則出錯，死機。
if (1 & *to_dir)
panic ("copy_page_tables: already exist");
// 如果此源目錄項未被使用，則不用複製對應頁表，跳過。
if (!(1 & *from_dir))
continue;
// 取當前源目錄項中頁表的地址??from_page_table。
from_page_table = (unsigned long *) (0xfffff000 & *from_dir);
// 為目的頁表取一頁空閑記憶體，如果返回是0 則說明沒有申請到空閑記憶體頁面。返回值=-1，退出。
if (!(to_page_table = (unsigned long *) get_free_page ()))
return -1; /* Out of memory, see freeing */
// 設置目的目錄項信息。7 是標誌信息，表示(Usr, R/W, Present)。
*to_dir = ((unsigned long) to_page_table) | 7;
// 針對當前處理的頁表，設置需複製的頁面數。如果是在內核空間，則僅需複製頭160 頁，否則需要
// 複製1 個頁表中的所有1024 頁面。
nr = (from == 0) ? 0xA0 : 1024;
// 對於當前頁表，開始複製指定數目nr 個記憶體頁面。
for (; nr-- > 0; from_page_table++, to_page_table++)
{
this_page = *from_page_table; // 取源頁表項內容。
if (!(1 & this_page)) // 如果當前源頁面沒有使用，則不用複製。
continue;
// 複位頁表項中R/W 標誌(置0)。(如果U/S 位是0，則R/W 就沒有作用。如果U/S 是1，而R/W 是0，
// 那麼運行在用戶層的代碼就只能讀頁面。如果U/S 和R/W 都置位，則就有寫的許可權。)
this_page &= ~2;
*to_page_table = this_page; // 將該頁表項複製到目的頁表中。
// 如果該頁表項所指頁面的地址在1M 以上，則需要設置記憶體頁面映射數組mem_map[]，於是計算
// 頁面號，並以它為索引在頁面映射數組相應項中增加引用次數。而對於位於1MB 以下的頁面，說明
// 是內核頁面，因此不需要對mem_map[]進行設置。因為mem_map[]僅用於管理主記憶體區中的頁面使用
// 情況。因此，對於內核移動到任務0 中並且調用fork()創建任務1 時（用於運行init()），由於此
//時
// 複製的頁面還仍然都在內核代碼區域，因此以下判斷中的語句不會執行。只有當調用fork()的父進程
// 代碼處於主記憶體區（頁面位置大於1MB）時才會執行。這種情況需要在進程調用了execve()，裝載並
// 執行了新程式代碼時才會出現。
if (this_page > LOW_MEM)
{
// 下麵這句的含義是令源頁表項所指記憶體頁也為只讀。因為現在開始有兩個進程共用記憶體區了。
// 若其中一個記憶體需要進行寫操作，則可以通過頁異常的防寫處理，為執行寫操作的進程分配
// 一頁新的空閑頁面，也即進行寫時複製的操作。
*from_page_table = this_page; // 令源頁表項也只讀。
this_page -= LOW_MEM;
this_page >>= 12;
mem_map[this_page]++;
}
}
}
invalidate (); // 刷新頁變換高速緩衝。
return 0;
}
記得從fork傳遞過來的三個參數依次是old_data_base，new_data_base，data_limit。其中old_data_base是原進程局部描述符表中數據段的基地址（線性地址空間），new_data_base為新進程線上性地址空間中的基地址（任務號*64MB），data_limit為原進程的局部描述符表中數據段描述符中的段限長。
首先取源地址和目的地址的頁目錄項，因為一頁記憶體為4K即4096，所以4096對應的是一個頁表項，由於一個頁表有1024個表項，所以一個頁表為1024*4096=4194304，又由於一個完整的頁表對應的是一個頁目錄項，所以頁目錄號即為地址除以4194304（即右移22位）。因為每項占4個位元組，並且由於頁目錄是從物理地址0開始（head.s），因此實際的頁目錄項指針=頁目錄號*4（即左移2）。和0xffc（4092）相與表示不能超出1024個頁目錄項的範圍。
緊接著計算限長的頁目錄項數，也即所占頁表數，(size+4M)/4M。
然後用一個for迴圈依次複製每個占用的頁表，首先取源目錄項中的頁表地址0xfffff000 & *from_dir，根據PDE的結構，12-31位為頁表基地址，0-11位為各種屬性。所以用0xfffff000清除低12位，獲取高20位的頁表基址。
接下來為目的頁表申請一頁空白記憶體，此頁表的起始地址存在to_page_table中，並置前三位為1.再將這個地址值賦值給目的頁目錄項。
然後又用一個for迴圈複製以from_page_table為頁表起始地址的一整個頁表的頁表項內容，首先取第一個源頁表項的內容*from_page_table，其實就是某個頁的地址和一些屬性。然後將該頁表項內容this_page賦值給*to_page_table。
後面一小段代碼是設置只讀。
最後一句為刷新頁變換高速緩衝，沒什麼好說的。
上面的函數執行如果出錯，則會調用free_page_tables來釋放申請的記憶體：
/*
* 下麵函數釋放頁表連續的記憶體塊，'exit()'需要該函數。與copy_page_tables()
* 類似，該函數僅處理4Mb 的記憶體塊。
*/
//// 根據指定的線性地址和限長（頁表個數），釋放對應記憶體頁表所指定的記憶體塊並置表項空閑。
// 頁目錄位於物理地址0 開始處，共1024 項，占4K 位元組。每個目錄項指定一個頁表。
// 頁表從物理地址0x1000 處開始（緊接著目錄空間），每個頁表有1024 項，也占4K 記憶體。
// 每個頁表項對應一頁物理記憶體（4K）。目錄項和頁表項的大小均為4 個位元組。
// 參數：from - 起始基地址；size - 釋放的長度。
int
free_page_tables (unsigned long from, unsigned long size)
{
unsigned long *pg_table;
unsigned long *dir, nr;
if (from & 0x3fffff) // 要釋放記憶體塊的地址需以4M 為邊界。
//不能<4M，小於4M就等於本身，大於4M就等於0
panic ("free_page_tables called with wrong alignment");
if (!from) // 出錯，試圖釋放內核和緩衝所占空間。
panic ("Trying to free up swapper memory space");
// 計算所占頁目錄項數(4M 的進位整數倍)，也即所占頁表數。(size+4M)/4M
//一個頁是4KB，一整個頁表有1024個頁，所以4KB*1024=4M就是一整個頁表所對應的size容量
//然後一整個頁表對應的是一個頁目錄項
size = (size + 0x3fffff) >> 22;
// 下麵一句計算起始目錄項。對應的目錄項號=from>>22，因每項占4 位元組，並且由於頁目錄是從
// 物理地址0 開始，因此實際的目錄項指針=目錄項號<<2，也即(from>>20)。與上0xffc 確保
// 目錄項指針範圍有效。
dir = (unsigned long *) ((from >> 20) & 0xffc); /* _pg_dir = 0 */
for (; size-- > 0; dir++)
{ // size 現在是需要被釋放記憶體的目錄項數。
if (!(1 & *dir)) // 如果該目錄項無效(P 位=0)，則繼續。
continue; // 目錄項的位0(P 位)表示對應頁表是否存在。
pg_table = (unsigned long *) (0xfffff000 & *dir); // 取目錄項中頁表地址。
for (nr = 0; nr < 1024; nr++)
{ // 每個頁表有1024 個頁項。
if (1 & *pg_table) // 若該頁表項有效(P 位=1)，則釋放對應記憶體頁。
free_page (0xfffff000 & *pg_table);
*pg_table = 0; // 該頁表項內容清零。
pg_table++; // 指向頁表中下一項。
}
free_page (0xfffff000 & *dir); // 釋放該頁表所占記憶體頁面。但由於頁表在
// 物理地址1M 以內，所以這句什麼都不做。
*dir = 0; // 對相應頁表的目錄項清零。
}
invalidate (); // 刷新頁變換高速緩衝。
return 0;
}
這個函數和上面的函數類似，首先計算所占頁目錄項數，然後計算起始目錄項地址。
然後用一個for迴圈先取到目錄項中的頁表地址，再用一個for迴圈把頁表中的1024個頁項清空，這裡又用到一個函數free_page：
/*
* 釋放物理地址'addr'開始的一頁記憶體。用於函數'free_page_tables()'。
*/
//// 釋放物理地址addr 開始的一頁面記憶體。
// 1MB 以下的記憶體空間用於內核程式和緩衝，不作為分配頁面的記憶體空間。
//a = i--;//先a = i ; 然後 i = i - 1;
void
free_page (unsigned long addr)
{
if (addr < LOW_MEM)
return; // 如果物理地址addr 小於記憶體低端（1MB），則返回。
if (addr >= HIGH_MEMORY) // 如果物理地址addr>=記憶體最高端，則顯示出錯信息。
panic ("trying to free nonexistent page");
addr -= LOW_MEM; // 物理地址減去低端記憶體位置，再除以4KB，得頁面號。
addr >>= 12;
if (mem_map[addr]--)
return; // 如果對應記憶體頁面映射位元組不等於0，則減1 返回。
mem_map[addr] = 0; // 否則置對應頁面映射位元組為0，並顯示出錯信息，死機。
panic ("trying to free free page");
}
這個函數是釋放一頁記憶體，首先得到頁面號，然後把記憶體映射數組對應的下標的內容減1.比較簡單。
所以free_page (0xfffff000 & *pg_table);的含義是先取頁表項的內容，也就是對應的某一頁記憶體的地址，然後釋放這一頁記憶體。
釋放完這一頁記憶體後，就把該頁表項內容清零*pg_table=0.
接著再釋放該頁表所占的記憶體頁面（4K），最後釋放該頁目錄項的內容。
至此分析結束！
