hugetlb mips 分析(二)
ress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.2cto.com
接着，对addr到addr+HPAGE_SIZE的空间内，凡是奇数页地址，都设置为entry，而偶数页则都设置为entry2，示意图如下：
在 page fault返回后，再次访址将产生tlb load/store异常。在build_r4000_tlbchange_handler_head函数里，
经过一系列页表寻址，找到pte entry条目，由于这个条目之前在hugetlb_no_page已经被设置了_PAGE_HUGE，
因此会走tlb_huge_update-->build_huge_handler_tail-->build_huge_update_entries将获取到的奇偶页表项，
写入entrylo1 和 entrylo 2。
[cpp]
static __cpuinit void build_huge_update_entries(u32 **p,
unsigned int pte,
unsigned int tmp)
{
build_convert_pte_to_entrylo(p, pte);
UASM_i_MTC0(p, pte, C0_ENTRYLO0); /* load it */
uasm_i_ld(p, pte, sizeof(pte_t), tmp);
build_convert_pte_to_entrylo(p, pte);
UASM_i_MTC0(p, pte, C0_ENTRYLO1); /* load it */
uasm_i_ehb(p);
}
其中，uasm_i_ld(p,pte,sizeof(pte_t),tmp) 将传入的奇数页pte entry指针，加上一个pte_t的长度，取地址内容，得到偶数页pte entry的值
接着通过build_huge_tlb_write_entry(p, l, r, pte, tlb_random);将奇偶数页都写入TLB条目。（因为此时系统中
没有匹配虚拟地址的tlb条目，所以probe失败，index小于0，会跳过build_huge_tlb_write_entry(p, l, r, pte, tlb_indexed);
直接走r4000_write_huge_probe_fail分支。
[cpp]
static __cpuinit void build_huge_tlb_write_entry(u32 **p,
struct uasm_label **l,
struct uasm_reloc **r,
unsigned int tmp,
enum tlb_write_entry wmode)
{
/* Set huge page tlb entry size */
uasm_i_lui(p, tmp, PM_HUGE_MASK >> 16);
uasm_i_ori(p, tmp, tmp, PM_HUGE_MASK & 0xffff);
uasm_i_mtc0(p, tmp, C0_PAGEMASK);
build_tlb_write_entry(p, l, r, wmode);
build_restore_pagemask(p, r, tmp, label_leave);
}
首先是根据巨页大小设置pagemask，接着通过tlbw将pte entry写入tlb
最后恢复pagemask跳转至label_leave，tlb load退出。此时系统已经有了可用的巨页tlb entry，以后访问此巨页空间不会再出现tlb miss了。
总结一下，tlb巨页缺页流程如下：
tlb miss-->tlb refill填入invalid pte entry-->返回用户态再次访址发生tlb load异常-->tlb load异常发现页表项不在内存中，引发page fault
-->调用hugetlb_fault填充巨页页表项-->返回用户态再次访址发生tlb load异常（因为tlb里仍然是invalid pte entry）-->
根据巨页页表项填充TLB条目-->返回用户态再次访址，不会出现tlb miss，程序正常运行。