在 Linux 操作系统中，启用页表后，内核只会将属于内核空间的 PTE 映射一次，而不再重新映射它们？此操作与用户空间中的 PTE 相反，每次进程切换发生时都需要重新映射？
所以，我想知道内核和用户空间中 PTE 管理的区别。
这个问题是问题的扩展部分： 引导期间 Linux 内核空间中的页表
问问题
747 次
2 回答
3
每个进程都有自己的页表（尽管描述内核地址空间的部分是相同的并且是共享的。）
在进程切换时，CPU 被告知新表的地址（这是一个写入 x86 CPU 上的 CR3 寄存器的单个指针）。
于 2013-05-24T07:18:10.813 回答
0
所以，我想知道内核和用户空间中 PTE 管理的区别。
看到这些相关的问题，
对此有很多优化，
每个任务都有不同的PGD，但PTE值可能在进程之间共享，因此每个进程可以映射相同的大块内存；仅更新顶级目录（x86 上的 CR3，ARM 上的 TTB）。
此外，许多 CPU 具有 TLB 和缓存。这些需要通过内存映射来维护。一些缓存是 VIVT、VIPT 和 PIPT。如果PGD 和/或 PTE 发生变化，前两个必须进行一些缓存刷新。CPU 通常会支持进程、线程或域 ID。操作系统只需要在上下文切换期间切换此寄存器。硬件缓存和 TLB 条目必须包含带有进程、线程或域 id 的标签。这是每个架构的实现细节。
因此，当顶级页面寄存器发生变化时，可能需要刷新 TLB。发生这种情况时，CPU 可能会刷新整个 TLB。但是，这对于保持映射的页面是不利的。
此外，内存的子部分可以相同。加载器或其他库可用于mmap创建进程之间相似的代码。这个通用代码可能不需要在页表级别交换，具体取决于架构、加载器和 Linux 版本。它当然可以有一个虚拟别名，然后它需要被交换。
答案的最后一点；内核页面总是被映射的。只有非抢占式操作系统无法映射内核，但这没有什么意义，因为每个进程都想调用内核。我猜微内核范式允许设备驱动程序在不使用时卸载。Linux 使用模块加载来处理这个问题。
于 2022-01-26T17:26:11.597 回答