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函数 | |
STATIC | SPIN_LOCK_INIT (g_cpuAsidLock) |
asid专属自旋锁 更多... | |
status_t | OsAllocAsid (UINT32 *asid) |
VOID | OsFreeAsid (UINT32 asid) |
释放 asid 更多... | |
变量 | |
STATIC UINTPTR | g_asidPool [BITMAP_NUM_WORDS(1UL<< MMU_ARM_ASID_BITS)] |
地址空间ID池 , 2^8 = 256 个 更多... | |
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asid(Adress Space ID) 进程标识符,属于CP15协处理器的C13号寄存器,ASID可用来唯一标识进程,并为进程提供地址空间保护。 当TLB试图解析虚拟页号时,它确保当前运行进程的ASID与虚拟页相关的ASID相匹配。如果不匹配,那么就作为TLB失效。 除了提供地址空间保护外,ASID允许TLB同时包含多个进程的条目。如果TLB不支持独立的ASID,每次选择一个页表时(例如,上下文切换时), TLB就必须被冲刷(flushed)或删除,以确保下一个进程不会使用错误的地址转换。 TLB页表中有一个bit来指明当前的entry是global(nG=0,所有process都可以访问)还是non-global(nG=1,only本process允许访问)。 如果是global类型,则TLB中不会tag ASID;如果是non-global类型,则TLB会tag上ASID, 且MMU在TLB中查询时需要判断这个ASID和当前进程的ASID是否一致,只有一致才证明这条entry当前process有权限访问。 看到了吗?如果每次mmu上下文切换时,把TLB全部刷新已保证TLB中全是新进程的映射表,固然是可以,但效率太低了!!! 进程的切换其实是秒级亚秒级的,地址的虚实转换是何等的频繁啊,怎么会这么现实呢, 真实的情况是TLB中有很多很多其他进程占用的物理内存的记录还在,当然他们对物理内存的使用权也还在。 所以当应用程序 new了10M内存以为是属于自己的时候,其实在内核层面根本就不属于你,还是别人在用, 只有你用了1M的那一瞬间真正1M物理内存才属于你,而且当你的进程被其他进程切换后,很大可能你用的那1M也已经不在物理内存中了, 已经被置换到硬盘上了。明白了吗?只关注应用开发的同学当然可以说这关我鸟事,给我的感觉有就行了,但想熟悉内核的同学就必须要明白, 这是每分每秒都在发生的事情。 *
@history
在文件 los_asid.c 中定义.
在文件 los_asid.c 第 78 行定义.
VOID OsFreeAsid | ( | UINT32 | asid | ) |
释放 asid
在文件 los_asid.c 第 96 行定义.
STATIC SPIN_LOCK_INIT | ( | g_cpuAsidLock | ) |
asid专属自旋锁
STATIC UINTPTR g_asidPool[BITMAP_NUM_WORDS(1UL<< MMU_ARM_ASID_BITS)] |
地址空间ID池 , 2^8 = 256 个
在文件 los_asid.c 第 75 行定义.