Linux中代碼段和數據段的加載

Linux中代碼段和數據段的加載

load_aout_binary中關于數據段代碼段的加載片段如下：

/*加載代碼段*/

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);

/*加載數據段*/

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文件的處理比較特殊：

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);

這里面關鍵的問題是，無論代碼段還是數據段，一定是MAP_PRIVATE 的映射。

關于do_mmap的處理：

do_mmap做兩件事情：1)對要映射的虛存區域建立vma 2)設置vma的vm_ops ,重點是其中的缺頁處理的函數filemap_nopage(do_mmap的基本思路就是：只有在程序具體訪問到該頁時才建立真正的物理page)

在do_mmap_pgoff 中，有如下片段處理vma的讀寫屬性：

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中的頁屬性位就來自該變量*/

vma屬性的定義如下：

* vm_flags..

*/

#define VM_READ 0x00000001 /* currently active flags */

#define VM_WRITE 0x00000002

#define VM_EXEC 0x00000004

#define VM_SHARED 0x00000008

以數據段為例：它是r/w、private的，所以它在執行到屬性處理語句的時候：

vma->vm_page_prot = protection_map[vma->vm_flags 0x0f];數組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

};

由上述圖可以知道，3對應的是__P011， 7對應的是__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還是7，這個頁的屬性都是PAGE_COPY。 至此代碼段、數據段的vma已經建立成功，等到程序要訪問相關頁的時候，會觸發do_page_fault對相應的虛存頁進行物理頁框的分配。

do_page_fault的處理：

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);

}

第一次處理數據段缺頁的時候，顯然是pte表項為空的場景。但此時觸發page_fault的操作是讀還是寫?(write_access正是標志本次觸發標志是讀還是寫的操作)

假設現在的操作是寫，那么write_access就是1.

do_no_page是這么處理的:

........

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); /*這里是PAGE_COPY*/

if (write_access)

entry = pte_mkwrite(pte_mkdirty(entry));

set_pte(page_table, entry);

vma中的vm_ops是filemap_nopage函數：

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頁*/

............

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;

}

由此可見： 數據段的頁只是一份用戶態本地的拷貝，它沒有任何mapping，他可以被換出到swap中。它和bss、堆區、棧區的頁沒有任何本質上的區別。

假設現在的操作是讀：

write_access就是0，所以filemap_nopage中返回的就是old_page。 old_page是page_cache中的頁，他一定會mapping到elf_inode->address_mapping。似乎這樣接下去推會得到一個相反的結論。