vmalloc/vfree问题思考记录

arm 32 用户进程陷入内核态通过vmalloc/vfree分配内存的流程
- 内核在更新非连续内存区对应的页表项是非常懒惰的。--《深入理解linux内核》
- arm 32 只有一个PGD 寄存器，即每个进程的内核态和用户态是共享一份PGD，不同于内核主页表
- vmalloc分配内存时，实际是将物理内存映射到内核的主页表（即init_task的页表）；
- 当用户进程访问vmalloc内存时，触发vmalloc fault，同步init_task的vmalloc一级页表到进程PGD，即vmalloc的二级页表，大家都是共用一份的；
- 当第二用户进程访问vmalloc内存，同上；
- 当用户进程vfree时，实际是将物理内存释放，同时释放二级页表，以及将init_task的vmalloc一级页表置0；
- 当第二个用户进程继续访问vmalloc内存时，触发vmalloc transaction fault（二级页表异常），此时由于init_task并无此二级页表，无法同步，故panic。
arm 64 vmalloc/vfree流程
- arm 64 有两个PGD 寄存器，其中一个存放用户态的PGD，一个存放内核态的PGD（即init_task的PGD，整个内核空间只有一个PGD）;
- 由于大家都是共用一个PGD，就无所谓的vamlloc fault了，流程也简单明了了
问题引申
- copy_from_usr/copy_to_usr在arm 32如何实现？
  - arm 32由于内核态用户态共用一个PGD；
  - 当user pointer的物理内存已经分配，通过简单的copy即可；
  - 但若还未分配user pointer 的物理内存呢？如何处理？
- copy_from_usr/copy_to_usr在arm 64如何实现？
  - 由于ARM64的硬件特殊设计，有两个页表基地址寄存器ttbr0_el1和ttbr1_el1。处理器根据64 bit地址的高16 bit判断访问的地址属于用户空间还是内核空间。如果是用户空间地址则使用ttbr0_el1，反之使用ttbr1_el1。因此，ARM64进程切换的时候，只需要改变ttbr0_el1的值即可。ttbr1_el1可以选择不需要改变，因为所有的进程共享相同的内核空间地址。
- arm 32理论上来讲也是可以实现用户态一个PGD，内核态一个PGD，只需要在每次状态切换时更新PGD即可，那为何不这么做呢？
- 切换PGD，引起TLB 抖动，如何减少 TLB 抖动？答案是TLB ASID！