mips64 xlp832架构CPU
在阅读此文前，可先阅读ibm文库中关于x86巨页的使用，优点以及原理的文章：
巨页的原理，概括起来，就是在内核页面大小一定的情况下，分配物理地址连续的多个页框，模拟出一个大页面供用户态程序访问，从而减少用户程序缺页次数，提高性能。
为了让内核将这连续的多个页框视为一个整体，各个CPU架构分别做了手脚。
首先，hugetlbfs并不支持read/write。
实际上，巨页的使用，是通过用户态mmap一个hugetlbfs文件，然后第一次访问时缺页来完成。
例如，对于x86来说，有一个CR3页表基址寄存器。
当发生普通页面缺页时（其实准确的讲应该叫tlb miss），CPU根据CR3的内容，找到本进程的页表基址，再依次遍历页表，最终定位到具体的页表项（即pte entry）。
如果是hugetlb所在的虚拟空间缺页，则do_page_fault会给倒数第二级的pmd entry加一个标志，
相当于告诉CPU说，pmd entry就是最后一级页表。那么当page fault返回，CPU再次访问缺页地址时，CPU遍历页表，当找到pmd entry就不会往下寻址了，
相当于提高了寻址范围（此原理在上述ibm文档中有详细说明）
对于mips来说，由于页表的遍历和TLB的重填是软件来完成的（x86通过硬件完成），因此这里需要对页表遍历和TLB重填流程做一定修改。
所以，考察hugetlbfs的mmap驱动，以及hugetlbfs的page fault 。
mmap: hugetlbfs_file_mmap
hugetlbfs_file_mmap主要是对映射到的vma区间设置VM_HUGETLB和VM_RESERVED属性，前者用来在pagefault流程里，识别巨页
区间引发的缺页，后者用来防止巨页vma区间所包含的页被换出。
page fault: hugetlb_fault
hugetlb_fault函数的作用，主要是分配出连续物理页框，并把页框地址按一定方式写到页表里。这样，再次发生tlb重填时，就可以根据页表里的
映射写到tlb里。
但是hugetlb的缺页，和普通缺页的区别又是在哪里？根据上面的描述，我们提出两个问题：
1）页框地址按什么方式写到页表里
2）tlb重填时，如何根据页表内容写入tlb
我们继续回到hugetlb_fault流程。
[cpp]
int hugetlb_fault(struct mm_struct *mm, struct vm_area_struct *vma,
unsigned long address, unsigned int flags)
{ pte_t *ptep;
ptep = huge_pte_alloc(mm, address, huge_page_size(h));
entry = huge_ptep_get(ptep);
if (huge_pte_none(entry)) {
ret = hugetlb_no_page(mm, vma, address, ptep, flags);
goto out_mutex;
}
}
我们知道，对于普通的缺页，需生成从pgd到pte的映射树，
即，以发生缺页的虚拟地址为key，依次搜索进程页表，如果没有对应的pte表，
就分配一个新的pte表，将pte表地址填入上一级的pmd entry，最后返回pte表里，addr对应的pte entry地址（见pte_alloc_map函数）
然而对于巨页来说，假设一个巨页由n个连续页框组成，则需要把这n个页框可能的页表路径都先分配好(pgd->pud->pmd->pte)，
也就是比普通缺页，需要多“确认” （n-1）次页表路径的“畅通”。
所以，需要调用huge_pte_alloc函数，给addr --> (addr+n*PAGE_SIZE)的虚拟空间，按照PGAE_SIZE为步长，依次分配pgd到pte的路径
当然，这里最后一步，分配具体页框还没有执行。
[cpp]
pte_t *huge_pte_alloc(struct mm_struct *mm, unsigned long addr,
unsigned long sz)
{
pte_t *pte = NULL;
unsigned long i = 0;
unsigned long htlb_entries = 1 << HUGETLB_PAGE_ORDER;
addr &= HPAGE_MASK;
for (i = 0; i < htlb_entries; i++) {
pte = huge_pte_alloc_single(mm, addr);
if (!pte)
return NULL;
addr += PAGE_SIZE;
}
return pte;
}
其中，htlb_entries是一个巨页包含的页框个数。
再接着往下看，如果是第一次访问巨页空间，那么走的是hugetlb_no_page，这是个相对较大的函数。
[cpp]
static int hugetlb_no_page(struct mm_struct *mm, struct vm_area_struct *vma,
unsigned long address, pte_t *ptep, unsigned int flags)
{
idx = vma_hugecache_offset(h, vma, address);
page = find_lock_page(mapping, idx);
if (!page) {
size = i_size_read(mapping->host) >> huge_page_shift(h);
page = alloc_huge_page(vma, address, 0);
err = add_to_page_cache(page, mapping, idx, GFP_KERNEL);
}
new_pte = make_huge_pte(vma, page, ((vma->vm_flags & VM_WRITE)
&& (vma->vm_flags & VM_SHARED)));
set_huge_pte_at(mm, address, ptep, new_pte);
}
hugetlb_no_page负责分配一块连续的页框，根据一个巨页所包含的虚拟空间，将所有涉及到的页表项pte entry，都指向这块连续页框的起始地址。这样，以后无论进程发生在这块巨页空间里任何一处的tlb异常，都会将tlb的pfn指向这块物理空间，保证完成最终的tlb映射。
vma_hugecache_offset根据传入的缺页地址address，计算出此address相对于整个地址空间的index（以巨页大小为单位）
接着，根据idx在mapping空间里找出对应的page， 即巨页的第一个页。如果找到不对应的页，则说明还没有分配巨页，于是调用
alloc_huge_page，要么从hstates高速缓冲，要么从伙伴系统获取物理连续的页框，之后通过
add_to_page_cache加到page cache里，可以看出，巨页文件对应的mapping，都是由巨页的index构成的radix tree。
紧接着，根据找到的page，生成一个pte entry，并给pte entry设置上_PAGE_HUGE标记，以便在缺页返回后，再次访址引起的tlb load异常时，可以
辨识出这是一个巨页pte entry。
最后，set_huge_pte_at(mm,address,ptep,new_pte)是比较关键的地方。
[cpp]
void set_huge_pte_at(struct mm_struct *mm, unsigned long addr, pte_t *ptep,
pte_t entry)
{
unsigned long i;
unsigned long htlb_entries = 1 << HUGETLB_PAGE_ORDER;
pte_t entry2;
entry2 = __pte(pte_val(entry) + (HPAGE_SIZE >> 1));
addr &= HPAGE_MASK;
for (i = 0; i < htlb_entries; i += 2) {
ptep = huge_pte_offset(mm, addr);
set_pte_at(mm, addr, ptep, entry);
addr += PAGE_SIZE;
ptep = huge_pte_offset(mm, addr);
set_pte_at(mm, addr, ptep, entry2);
addr += PAGE_SIZE;
}
}
这个函数，首先计算出一个巨页需要htlb_entries个连续页框，接着，根据hugetlb奇数页，加上一个巨页一半大小，算出偶数页所在的tlb entry2。 www.zzzyk.com
