va,pa,map_size,PAGE_KERNEL_EXEC);}}/* 清除fixmap的PMD和PTE */clear_fixmap(FIX_PTE);clear_fixmap(FIX_PMD);/* 切换到swapper页表,这个是最终的页表,汇编阶段relocate开启MMU的操作,跟下面这句是一样的。
在更新页表之后,内核在导致错误的指令处恢复出错进程。因为内核已经更新了相关的 PTE 以允许写入,所以出错指令现在将正常执行。 xv6 中是如何设置 stvec 的 我们已经知道 stvec 寄存器保存的是中断服务程序的首地址,另外在 U 模式下,stvec 必须指向的是uservec,在 S 模式下,stvec 必须指向的是kernelvec,这样做...
1.1.2.2.1 PTE: 页表项(page table entry) PGD中包含若干PUD的地址,PUD中包含若干PMD的地址,PMD中又包含若干PT的地址。每一个PTE页表项指向一个页框,也就是一个实际的物理页面。 pgd/p4d/pud/pmd/pte 每级页表中包含的表项大小都是8 bytes,每个4k page内存只能容纳512个页表项,所以每级页表的寻址范围为9...
基本转换模式下的 MSI PTE 允许 hypervisor 将用于虚拟中断文件的 MSI 写入转发到机器中真实IMSIC 的 guest 中断文件。 同时采用标准 RISC-V页表进行常规地址转换的 IOMMU可以最大限度地重叠处理 MSI PTE和常规 RISC-V叶 PTE,具体如下: 和普通 RV64 leaf PTE,IOMMU只需对这三个位进行不同处理。 物理地址中提...
任何级别的 PTE 都可能是叶子 PTE,因此除了 4 个 KiB 页面之外,Sv48 还支持 2 个 MiB 兆页、1 个 GiB 兆页和 512 个 GiB 兆页,每一个都必须在虚拟和物理上与与其大小相等的边界对齐。 如果物理地址没有充分对齐,将引发页面错误异常。 虚拟地址 (va) 转换为物理地址 ( pa ) 的计算方式如下: ...
如果该 PTE 不是叶 PTE,那么再将刚刚找到的 PTE 作为基址,用虚拟地址携带的第二个页号作偏移,继续算出第二个页表项,直到获得物理地址 (PA) 。[6] 2.2.3 User/Application Mode U-mode往往是普通用户或应用使用的模式,是在不可信任运行环境下的特权模式。hart通常在U-mode下运行应用程序代码,直到遇到某些...
#define PTE_PAGE_SIZE 0x100 // 示例标志位,用于指示大页 void set_pte(pte_t *pte, uint64_t pa, uint64_t flags) { //以物理地址的低 12 位是页内偏移,不需要存储在 PTE 中。 // PTE 的物理页号(PPN)字段从第 10 位开始,因此需要将物理页号对齐到 PTE 的正确位置。
叶节点页表项的 PPN 字段和页内偏移(原始虚址的最低 12 个有效位)组成了最终结果:物理地址就是(LeafPTE. PPN × 4096 + VA[11: 0]) RISC-V 特权架构的模块化特性满足了各种系统的需求。十分精简的机器模式以低成本的特征支持裸机嵌入式应用。附加的用户模式和物理内存保护功能共同支持了更复杂的嵌入式系统中...
更好地处理内核地址空间布局随机化 (KASLR) 总是值得的,RISC-V 支持通用 CPU 漏洞报告以透明和跨架构一致性的名义很好,克服就地执行 (XIP) 内核的大小限制也值得一提。RISC-V 的 Svvptc 扩展用于在将 PTE 标记为有效后避免内存管理指令。跟踪用户空间堆栈的能力完善了 Linux 6.12 中有用的 RISC-V 工作。
最后两条PTE的虚拟地址非常大,非常接近虚拟地址的顶端,如果你读过了XV6的书,你就知道这两个page分别是trapframe page和trampoline page。你可以看到,它们都没有设置u标志,所以用户代码不能访问这两条PTE。一旦我们进入到了supervisor mode,我们就可以访问这两条PTE了。