Linux中代码段和数据段的加载

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）;} elsenew_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。Linux cron 学习笔记Linux sticky bit 目录权限 rwt权限相关资讯 Linux资料

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