求LINUX系统中，对proc文件系统的理解。

proc被称为虚拟文件系统，它是一个控制中心，可以通过更改其中某些文件改变内核运行状态，它也是内核提空给我们的查询中心，用户可以通过它查看系统硬件及当前运行的进程信息。

Linux中许多工具的数据来源正是proc目录中的内容，比如lsmod的命令是cat/proc/modules的别名。

在Linux中存在着一类特殊的伪文件系统，用于使用与文件接口统一的 *** 作来完成各种功能，例如ptyfs、devfs、sysfs和procfs。而procfs就是其中应用最广泛的一种伪文件系统。

就文件系统这一术语而言，/proc目录并不是真正的文件系统，它是一个虚拟文件系统，有时也被称为进程信息伪文件系统。

proc放置的数据都是在内存当中，例如系统内核、进程、外部设备的状态及网络状态等。因为这个目录下的数据都是在内存当中，所以本身不占任何硬盘空间。

procfs是Linux内核信息的抽象文件接口，大量内核中的信息以及可调参数都被作为常规文件映射到一个目录树中，这样我们就可以简单直接的通过echo或cat这样的文件 *** 作命令对系统信息进行查取和调整了。同时procfs也提供了一个接口，使得我们自己的内核模块或用户态程序可以通过procfs进行参数的传递。在当今的Linux系统中，大量的系统工具也通过procfs获取内核参数，例如ps、lspci等等，没有procfs它们将可能不能正常工作。

proc文件系统是一个伪文件系统，它只存在内存当中，而不占用外存空间。它以文件系统的方式为访问系统内核数据的 *** 作提供接口。用户和应用程序可以通过proc得到系统的信息，并可以改变内核的某些参数。由于系统的信息，如进程，是动态改变的，所以用户或应用程序读取proc文件时，proc文件系统是动态从系统内核读出所需信息并提交的。

准确说是浏览器窗口对象， 我们的HTML+Javascript+css（前端代码） 是由浏览器内核程序进行解析渲染之后输出到浏览器的窗口中的，window 对象实际是当前窗口的实例 ,你可以调用浏览器开放的API 来控制窗口的一切。 窗口的英文单词是 window ，可能因为这个原因，当年最早写JS 的人索性这个对象取名为 window

页表用来把虚拟页映射到物理页，并且存放页的保护位(即访问权限)。

在Linux411版本以前，Linux内核把页表分为4级：

页全局目录表(PGD)、页上层目录(PUD)、页中间目录(PMD)、直接页表(PT) 。

411版本把页表扩展到5级，在页全局目录和页上层目录之间增加了 页四级目录(P4D) 。

各处处理器架构可以选择使用5级，4级，3级或者2级页表，同一种处理器在页长度不同的情况可能选择不同的页表级数。可以使用配置宏CONFIG_PGTABLE_LEVELS配置页表的级数，一般使用默认值。

如果选择4级页表，那么使用PGD，PUD，PMD，PT；如果使用3级页表，那么使用PGD，PMD，PT；如果选择2级页表，那么使用PGD和PT。 如果不使用页中间目录 ，那么内核模拟页中间目录，调用函数pmd_offset 根据页上层目录表项和虚拟地址获取页中间目录表项时 ， 直接把页上层目录表项指针强制转换成页中间目录表项 。

每个进程有独立的页表，进程的mm_struct实例的成员pgd指向页全局目录,前面四级页表的表项存放下一级页表的起始地址，直接页表的页表项存放页帧号(PFN) 。

内核也有一个页表， 0号内核线程的进程描述符init_task的成员active_mm指向内存描述符init_mm，内存描述符init_mm的成员pgd指向内核的页全局目录swapper_pg_dir 。

ARM64处理器把页表称为转换表，最多4级。ARM64处理器支持三种页长度：4KB，16KB，64KB。页长度和虚拟地址的宽度决定了转换表的级数，在虚拟地址的宽度为48位的条件下，页长度和转换表级数的关系如下所示：

ARM64处理器把表项称为描述符，使用64位的长描述符格式。描述符的0bit指示描述符是不是有效的：0表示无效，1表示有效。第1位指定描述符类型。

在块描述符和页描述符中，内存属性被拆分为一个高属性和一个低属性块。

处理器的MMU负责把虚拟地址转换成物理地址，为了改进虚拟地址到物理地址的转换速度，避免每次转换都需要查询内存中的页表，处理器厂商在管理单元里加了称为TLB的高速缓存，TLB直译为转换后备缓冲区，意译为页表缓存。

页表缓存用来缓存最近使用过的页表项， 有些处理器使用两级页表缓存 ： 第一级TLB分为指令TLB和数据TLB，好处是取指令和取数据可以并行；第二级TLB是统一TLB，即指令和数据共用的TLB 。

不同处理器架构的TLB表项的格式不同。ARM64处理器的每条TLB表项不仅包含虚拟地址和物理地址，也包含属性：内存类型、缓存策略、访问权限、地址空间标识符(ASID)和虚拟机标识符(VMID)。 地址空间标识符区分不同进程的页表项 ， 虚拟机标识符区分不同虚拟机的页表项 。

如果内核修改了可能缓存在TLB里面的页表项，那么内核必须负责使旧的TLB表项失效，内核定义了每种处理器架构必须实现的函数。

当TLB没有命中的时候，ARM64处理器的MMU自动遍历内存中的页表，把页表项复制到TLB，不需要软件把页表项写到TLB，所以ARM64架构没有提供写TLB的指令。

为了减少在进程切换时清空页表缓存的需要，ARM64处理器的页表缓存使用非全局位区分内核和进程的页表项(nG位为0表示内核的页表项)， 使用地址空间标识符(ASID)区分不同进程的页表项 。

ARM64处理器的ASID长度是由具体实现定义的，可以选择8位或者16位。寄存器TTBR0_EL1或者TTBR1_EL1都可以用来存放当前进程的ASID，通常使用寄存器TCR_EL1的A1位决定使用哪个寄存器存放当前进程的ASID，通常使用寄存器 TTBR0_EL1 。寄存器TTBR0_EL1的位[63:48]或者[63:56]存放当前进程的ASID，位[47:1]存放当前进程的页全局目录的物理地址。

在SMP系统中，ARM64架构要求ASID在处理器的所有核是唯一的。假设ASID为8位，ASID只有256个值，其中0是保留值，可分配的ASID范围1~255，进程的数量可能超过255，两个进程的ASID可能相同，内核引入ASID版本号解决这个问题。

(1)每个进程有一个64位的软件ASID， 低8位存放硬件ASID，高56位存放ASID版本号 。

(2) 64位全局变量asid_generation的高56位保存全局ASID版本号 。

(3) 当进程被调度时，比较进程的ASID版本号和全局版本号 。如果版本号相同，那么直接使用上次分配的ASID，否则需要给进程重新分配硬件ASID。

存在空闲ASID，那么选择一个分配给进程。不存在空闲ASID时，把全局ASID版本号加1，重新从1开始分配硬件ASID，即硬件ASID从255回绕到1。因为刚分配的硬件ASID可能和某个进程的ASID相同，只是ASID版本号不同，页表缓存可能包含了这个进程的页表项，所以必须把所有处理器的页表缓存清空。

引入ASID版本号的好处是：避免每次进程切换都需要清空页表缓存，只需要在硬件ASID回环时把处理器的页表缓存清空 。

虚拟机里面运行的客户 *** 作系统的虚拟地址转物理地址分两个阶段：

(1) 把虚拟地址转换成中间物理地址，由客户 *** 作系统的内核控制 ，和非虚拟化的转换过程相同。

(2) 把中间物理地址转换成物理地址，由虚拟机监控器控制 ，虚拟机监控器为每个虚拟机维护一个转换表，分配一个虚拟机标识符，寄存器 VTTBR_EL2 存放当前虚拟机的阶段2转换表的物理地址。

每个虚拟机有独立的ASID空间 ，页表缓存使用 虚拟机标识符 区分不同虚拟机的转换表项，避免每次虚拟机切换都要清空页表缓存，在虚拟机标识符回绕时把处理器的页表缓存清空。

要想在内核中保留一个块内存，不被系统分配，而是只由自己使用，可以使用以下函数

reserve_bootmem(addr,size,flag）

这个函数的三个参数，addr是你要保留的地址，size就是要保留的大小，flag是标志位，要来确定是否检查你要保留的空间是否已经被保留了，它可以设置为两个值，BOOTMEM_DEFAULT和BOOTMEM_EXCLUSIVE，前者就是总是会返回0（也就是保留成功），而后者则会检查你所要保留的空间是否已经被保留了，若已经被保留了，则它返回失败（负数）

那么这个函数一般放在哪里使用过了，我们建议放到内核init/mainc中，在页表的建立之前进行保留，比如我们下面的代码，放在main中的start_kernel函数中，我们的内核是2632

asmlinkage void __init start_kernel(void)

{

……

……

trap_init();

if(reserve_bootmem(0x41000000,0x100000,BOOTMEM_EXCLUSIVE) != 0){

printk("reserve fail----\n");

}

printk("we reserve boot meme of 0x41000000 for gps---------------------------------\n");

mm_init();

……

……

}

这样就保留了一个起始地址为0x41000000，大小为1M的空间

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