Linux中代码段和数据段的加载
viplinux 2012-03-24
Linux中代码段和数据段的加载
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。
