linux中pud命令 purge命令linux的

如何在LINUX中获取进程中某个虚拟地址所在物理内

/*

*伪代码,示例

*32位地址，三级映射（没有pud_t），页面大小4KB

*/

unsigned long addr = 0x12345678;//要找的虚拟地址，用户空间所访问的地址

unsigned long real_addr = 0x00;//要输出的地址

struct task_struct *cur_task = get_current();//获取当前进程控制块

struct mm_struct *mm = cur_task - mm;//进程虚拟空间

pgd_t *pgd;//描述页全局目录项

pmd_t *pmd;//描述页中间项

pte_t *pte;//页表项

pgd = pgd_offset(mm, addr);//找出所在目录

if (pgd_none(*pgd)){

goto out;

}

pmd = pmd_offset(pgd, addr);//找出所在中间项

if (pmd_none(*pmd)){

goto out;

}

pte = pte_offset(pmd, addr);//找出所在页面

if (pte_none(*pte)) {

goto out;

}

//假设每页4KB

real_addr = addr 0x00003fff; //取出页面偏移量

real_addr += pte;//内核空间访问的地址

real_addr -= PAGE_OFFSET;//真正物理地址()

printk("物理地址是 %x\n",real_addr);

return;

out:

printk("没有内存映射",real_addr);

linux pgd pte 是什么关系

根据pid获取pcb，根据pcb获取vm，之后就可以了埃 下面是一个样本代码： pcb=find_task_by_pid(pid)； pgd=pgd_offset(pcb-mm,va); pud=pud_offset(pgd,va); pmd=pmd_offset(pud,va); pte=pte_offset_kernel(pmd,va)

linux怎么查看tlb miss

在ARM架构下linux中pud命令，TLB miss后的工作绝大多数情况是由hardwarepage table walk完成，特殊情况下hardware page table walk可以被关闭，此时发生TLB miss后CPU就会产生一个translationfault，剩下的工作由OS接管，完成对于translation fault的异常处理。

默认情况下，发生TLB miss后，hardware page table walk自动启动开始扫描内存中的pagetable，若找到相应PTE（page table entry），则自动完成TLB entry的重填工作linux中pud命令；如果找不到，则发出一个page fault异常，然后OS接管处理page fault。内核中有do_page_fault函数，该函数从硬盘中调换页面进内存，更新页表，然后重新执行发生TLB miss的那条指令，hardware page table walk重新执行，完成TLB重填的工作。

这里关心的是关闭hardware pagetable walk后，再发生TLB miss后的处理例程。如果发生这种情况，ARM CPU会发出一个translation fault（If translation table walksare disabled, for example, PD0 or EPD0 is set to 1 for TTBR0, or PD1 or EPD1 isset to 1 for TTBR1, the processor returns a Translation fault.见cortex-A15TRM p 5-5）。OS处理该异常的流程如下。

首先发生translation fault后，CPU会发出一个abort异常，然后跳转到该异常地址处（以发生指令预取中止异常为例，跳转到0x00000010）去执行，该地址处存放的是一个跳转指令 （W(b) vector_pabt +stubs_offset），然后，通过判断，若发生该异常的指令处于usr模式，则跳转到__pabt_usr函数去执行，该函数中有条跳转指令bl CPU_PABORT_HANDLER，CPU_PABORT_HANDLER是个宏定义，对于ARMv7，该定义是：# define CPU_PABORT_HANDLER v7_pabort，

v7_pabort函数中就读取linux中pud命令了IFSR和IFAR两个寄存器的值：

//pabort-v7.S

/*

*Function: v6_pabort

*

*Params : r0 = address of aborted instruction

*

*Returns : r0 = address of abort

* : r1 = IFSR

*

*Purpose : obtain information about current prefetch abort.

*/

.align 5

ENTRY(v7_pabort)

mrc p15,0, r0, c6, c0, 2 @ get IFAR

mrc p15,0, r1, c5, c0, 1 @ get IFSR

mov pc,lr

ENDPROC(v7_pabort)

IFAR中存储linux中pud命令了发生异常的指令地址，IFSR中存储的是一个32位数，其中某些位表明异常类型等（参考Cortex-A15TRM p4-76）

剩余的工作就是根据以上两个寄存器提取出来的信息，调用相应函数（do_PrefetchAbort——do_translation_fault）进行处理。OS接管后的操作是（do_translation_fault函数），首先判断发生TLBmiss的那条指令是用户指令还是系统指令，如果是系统指令则剩余工作是对页全局目录（pgd）,页上级目录（pud），页中间目录（pmd）进行操作；如果是用户指令，则调用do_page_fault函数，剩下的工作就是page fault的处理过程，根据不同情况判断，包括权限检查，分配页面，发送SIGSEGV信号给进程，直接杀死进程等。不管哪种操作，OS都没有对TLB进行重填。

对于page fault的处理过程如下：在取数或者取指令时，发生指令或者数据的地址不存在的情况，则发生中止异常。

以取指发生异常为例。发生指令预取中止异常后，CPU自动跳转到0x0000000C（可配置成0xfffffffc，这里不考虑）去执行，该地址处是一个跳转指令 （W(b) vector_pabt + stubs_offset），然后，通过判断，若发生该异常的指令处于usr模式，则跳转到__pabt_usr函数去执行，该函数中有条跳转指令bl CPU_PABORT_HANDLER，CPU_PABORT_HANDLER是个宏定义，对于ARMv7，该定义是：# defineCPU_PABORT_HANDLER v7_pabort，v7_pabort函数中就读取了IFSR和IFAR两个寄存器的值：

//pabort-v7.S

/*

* Function: v6_pabort

*

* Params : r0 = address ofaborted instruction

*

* Returns : r0 = address of abort

* : r1 = IFSR

*

* Purpose : obtain information aboutcurrent prefetch abort.

*/

.align 5

ENTRY(v7_pabort)

mrc p15, 0, r0, c6, c0, 2 @ get IFAR

mrc p15, 0, r1, c5, c0, 1 @ get IFSR

mov pc, lr

ENDPROC(v7_pabort)

IFAR中存储了发生异常的指令地址，IFSR中存储的是一个32位数，其中某些位表明异常类型等（参考Cortex-A15 TRM p4-76）

剩余的工作就是根据以上两个寄存器提取出来的信息，调用相应函数（do_PrefetchAbort——do_page_fault）进行处理。

windows和linux双系统全盘备份

大多数人日常工作所用的系统是Windows，如果想尝试或者转向Linux，那么进行Windows与Linux共存的双系统安装是个不错的主意。但双系统的安装较之单系统，在磁盘分区和引导管理器两个方面增加了复杂性，本文对双系统下引导管理器的安装来加以介绍。

笔者假定你已经有了一个可以正常运行的Win2k／XP系统，并且已经为Linux准备好了硬盘分区：Windows位于第一块硬盘的第一个分区，在 Linux下表示为hda1，在Grub下表示为(hd0,0)，而Linux位于hdaX，用Grub表示为(hd0, X-1)。——Linux下的硬盘分区计数是从hda1开始的，而Grub的硬盘分区计数是从(hd0,0)开始的，所以hdaX就是(hd0,X- 1)。这里X如果在1-4之内，说明Linux分区是主分区，如果X大于4，说明Linux分区是逻辑分区，本文并不限定Linux必须位于主分区，它在逻辑分区一样是可以引导的。

首先说明本文的思路，笔者推荐由Windows到Linux的引导序列，即首先引导Windows的ntloader，然后通过 ntloader加载Linux分区的Grub引导扇区，最后通过Grub引导Linux系统。本文涉及到的引导管理器包括ntloader和Grub, ntloader是Windows系统自带的，在安装Win2k／XP后就已经安装了，Windows 2000以及Windows Xp就是由ntloader加载的。Grub是Linux系统下很强大的引导管理器，在常见的Linux版本里都是有的，一般是自动安装的。

下面具体说明安装序列：

一、在已经准备好的Linux分区上安装Grub

这个过程通常是由 Linux系统的安装程序自动进行的，当安装程序进行到引导管理器的安装，并就Grub的安装给出一些提示时，要当心了：我们选择Grub，而不是lilo，并且Grub要安装在该Linux分区，不要安装到硬盘主引导记录MBR(master boot record)上。安装程序询问Grub的安装位置时，应该是上文提到的hdaX或者(hd0,X-1),如果你写成hda或者(hd0)，就会安装到 MBR上。

之所以强调Grub安装到 Linux分区，而不是MBR，因为本文是双系统安装，要顾忌到与Windows系统的兼容性（“兼容”在这里并不准确，实际是共生的意思）。我们的原则，就是把对已经安装的Windows系统的修改限制到最小的必要的程度，不去进行并非必要的修改，以此保障Linux 与Windows两个系统的和平共处。“简洁即美”，“简单”也会更安全。

如果安装到MBR，也是可以的，但可能会有下面的问题：

1、如果所安装的 Windows系统修改了MBR的默认设置，那么再把Grub安装到MBR，就对MBR的内容进行了修改，可能会导致 Windows不能正常启动。通常的Windows安装并不会改动MBR的内容，但如果你安装了一些引导管理程序，它们往往是通过MBR进行设置的。时下很流行的一些“一键恢复”程序，有些也是通过MBR设置的；

2、日后重装Windows系统时，MBR里的Grub会被擦除，这会造成Linux系统不能引导。虽然这个问题也是可以解决的，但笔者更欣赏一劳永逸的安装方式，Grub安装到Linux分区下，可以避免日后的麻烦；

3、在一些个别情形下，Grub不能正常引导系统。这个现象并不常见，但仍有可能发生，要知道Grub目前仍然是版本前的软件，而将Grub装到MBR里，就会把问题弄得更复杂。

当你所安装的Linux系统不能指定将Grub安装到Linux的所在分区时，我们的选择是：

暂将Grub安装到MBR，如果Linux系统能被Grub加以引导，进入Linux系统后，我们再手工将Grub装入Linux分区，然后恢复MBR；或者在安装程序内暂时不进行Grub的安装，退出安装程序后手工安装Grub。

恢复MBR需要用DOS、 win98/me的启动软盘引导系统，以/mbr参数执行引导软盘上的磁盘分区程序fdisk.exe，即在DOS命令 行（plain dos）下执行A:\fdisk /mbr。如果机器没有软驱，那么就需要用光盘或者U盘来引导机器进入DOS；在Windows 2k/XP下，一个叫Vfloppy的软件可以用软盘镜像文件来实现对软盘的虚拟引导，如果你的机器没有USB接口（或没有可以引导DOS的U盘），也没有光驱和软驱，可以一试。

我曾经用Xubuntu的 LiveCD在一台设置了“一键恢复”的TCL电脑安装时，安装程序没有给出任何选择，自动将Grub安装到了MBR 上，结果不能进入任何系统。最后还是用DOS下的A:\ fdisk /mbr恢复了MBR，能够正常引导Windows后，手工将Grub装到了Linux下的根分区，然后通过ntloader加载Grub，才实现了对 Linux的引导。

手工安装Grub的简便方法是用一张带有Grub的Linux LiveCD（比如常见的Knoppix、Morphix、Ubuntu，都是可以的），启动系统，在Linux的安装程序内如果能进入shell也是可以的，总之就是为了执行Linux指令，在终端下执行以下指令：

# grub

grub root (hd0,X-1)

grub setup (hd0,X-1)

grub quit

以上指令首先定位Grub 所需的/boot目录在分区(hd0,X-1)，然后将Grub的引导代码写入(hd0,X-1)分区的第一个扇区，所以你首先应该确保（hd0,X-1)分区内的／boot/grub目录下已经有stage1、stage2、*_stage*等文件，这些文件可以通过释放Grub的打包文件来获得，或者直接从LiveCD光盘内的/boot/grub目录复制。

如果LiveCD带有grub-install脚本，也可以直接执行

# mount /dev/hdaX /mnt

# grub-install --root-directory=/mnt /dev/hdaX

以上指令首先将带有Grub目录/boot/grub的/hdaX挂载到/mnt，然后将Grub安装到/hdaX。

二、将Grub装配到ntloader内

Grub已经安装到了Linux分区内，但它还不能引导系统，我们需要把它和ntloader联接起来，由ntloader对Grub加以引导。这是通过把hdaX分区内的Grub引导扇区转换为文件，并装配到Windows的ntloader内来实施的。

仍然用LiveCD启动Linux系统（因为你所安装的Linux系统目前还是不能引导的），或者在安装程序可以进入shell的情况下，执行以下指令：

# mount -t vfat /dev/hda1 /mnt

# dd if=/dev/hdaX of=/mnt/linux.lnx bs=512 count=1

以上两条指令将Windows的启动分区（本文中为hda1）挂载到/mnt下，然后把Linux分区（hdaX)的第一个扇区（大小为512字节）复制为Windows启动分区根目录下名为linux.lnx的文件。

注意：如果你的Windows启动分区（即Windows下的C盘）不是fat32文件系统，而是ntfs文件系统，你需要在软驱内放入格式化的DOS软盘，并将第一条指令替换为：

# mount -t msdos /dev/fd0 /mnt

因为ntfs文件系统不经过特殊处理，在Linux下是不可写的，即使你将指令中的vfat替换为ntfs，实现了挂载，也是一样，所以我们在这里把linux.lnx写入DOS格式的软盘，然后通过软盘在Windows下把linux.lnx放入C盘。

接着是在Windows下编辑C盘根目录下的boot.ini文件，boot.ini通常是隐藏、只读的系统文件，所以需要把它的“隐藏”、“只读”属性去掉，才可以编辑。在“我的电脑”工具菜单“文件夹选项”下的“查看”栏中取消“隐藏受保护的操作系统文件”和“隐藏已知文件类型的扩展名”，并选择“显示所有文件和文件夹”，就可以看到C盘根目录下的boot.ini文件了。在boot.ini内的[operating systems]栏增添一行：

c:\linux.lnx=”Grub Menu”

并将[boot loader]栏内的“timeout=0”，改为“timeout=5”,这样引导Windows时将会显示带有“Grub Menu”字样的操作系统选择菜单，并持续5秒钟，如果选择Grub Menu，就会进入Grub菜单。

三、设置menu.lst文件

menu.lst是对 Grub进行设置的一个文本文件，可以用文本编辑器加以编辑，位于/boot/grub目录内。我们在前面虽然已经把 Grub安装到了Linux根分区上，但如果没有生成menu.lst文件并对它加以设置，Grub是没有任何作用的。对menu.lst文件进行设置是个复杂的工作，特别是有关kernel和initrd的各种特殊参数，幸而系统安装的menu.lst文件内通常有详尽的注释。并且你的Grub如果是由安装程序自动设置的，那么通常menu.lst已经被设置好了，我们仅仅根据自己的需要进行一些修改和调整，而不必重写menu.lst。即使你的 menu.lst不是由安装程序生成的，也不必担心，还可以参考、分析安装光盘或者LiveCD上的menu.lst文件来对Linux分区内的 menu.lst加以设置。

如果Grub已经由安装程序装到了MBR，并且能够引导所安装的Linux，那么自动生成的Linux系统根分区下的 /boot/grub/menu.lst就已经被配置好了，我们只须把Grub重新安装到Linux系统根分区，恢复Windows下的原初MBR，按照上文的方法把Linux系统根分区的Grub引导代码装载到ntloader就可以了。因为Grub的安装位置不是在menu.lst文件内指定，而是在 linux shell中执行grub，进入Grub命令行后，应用Grub的内部指令root和setup来指定，或者在可执行的shell脚本文件grub- install中，以参数的形式指定设备文件（如/dev/hda或/dev/hdaX）。

假使所安装的Linux系统没有使用Grub，而是使用lilo作为引导管理器，只要lilo能够实现引导，我们就可以借鉴linux系统内的 /etc/lilo.conf文件来对menu.lst加以设置。Lilo.conf是lilo的配置文件，其格式虽然与menu.lst不同，但关键部分是相同的，如指定kernel和initrd的位置，向内核传递引导参数，指定缺省引导的系统和延时时长，在lilo.conf中内核参数是在 APPEND后，我们可以将lilo.conf中的参数移植到menu.lst中。

四、Menu.lst的一个实例：

以下作为实例的 menu.lst是我在windows 2000系统中安装的grub4nt的配置文件，所以可以看到(hd0,0)既是Windows的引导分区，又是Grub文件及一些linux内核文件的所在分区。虽然Grub4nt不能在menu.lst中应用savedefault命令外（可能因为grub4nt不支持在fat32文件系统上的写操作），其他设置与标准的Gnu Grub并无不同，大家可以通过这个实例来具体了解配置文件menu.lst。

default 0

timeout 5

foreground = 333333

background = eeeeee

color light-gray/blue black/light-gray

gfxmenu (hd0,0)/boot/morphix/message

title ubuntu linux

kernel (hd0,2)/vmlinuz ro root=/dev/hda3

title ubuntu linux （rescue mode）

kernel (hd0,2)/vmlinuz ro single root=/dev/hda3

title Other operating systems:

root

title PUD LiveHD

kernel (hd0,0)/boot/pud/linux lang=us ramdisk_size=100000 init=/etc/init apm=power-off vga=791 nomce initrd=miniroot.gz quiet BOOT_IMAGE=knoppix

initrd (hd0,0)/boot/pud/miniroot.gz

title Windows

root (hd0,0) 或者 rootnoverify (hd0,0)

makeactive

chainloader +1

title submenu - Morphix LiveHD

configfile (hd0,1)/boot/grub/menu.lst

这里不对menu.lst做全面解释了，只结合实例，介绍几个重点环节，完整说明请阅读网上Grub的使用手册。

Default 0

default用来设置缺省引导系统，数字序列从0开始，本例会在menu.lst内自动寻找以title开始的词条，并引导第一个title词条，你可以根据自己的需要改成其他数字，如1（第二个title词条）；

timeout 5

timeout用来设置Grub引导的延时时长，本例中为5秒钟，系统在等待5秒后用户如果没有手动选择要引导的系统，Grub就会自动引导由default指定的系统；

title ubuntu linux

title用来指示 Grub所引导系统的设置的开始，title后面的文字在Grub菜单中会被作为系统的名称显示出来，本例中Grub引导菜单会显示 ubuntu linux、ubuntu linux (rescue mode)、other operating systems、PUD LiveHD、Windows、submenu - Morphix六个词条，其中第三个词条并非一个真实的系统，仅起指示的作用，故其root部分为空；

kernel (hd0,2)/vmlinuz ro root=/dev/hda3

kernel用来指示linux系统的内核文件的所在位置及引导参数，(hd0,2)/vmlinuz指内核为hda3（第一块硬盘第三个主分 区）内根目录下的vmlinuz文件，根文件系统（/）位于hda3，

注意：指示内核文件所用路径中的分区必须用Grub的表示法，不能用linux的表 示法， 而根文件系统的位置必须用linux下的设备文件名来表示（本例中为/dev/hda3）。有时，vmlinuz并不是真实的内核文件，

而是内核文件的一 个链结文件（link file）,但这不影响Grub的引导，它能根据链结文件找到真实的内核并加以引导，这在内核文件带有很长的版本号时会非常有用，简化了内核文件名的拼 写，减少了拼写错误的出错几率

linux kernel 内存管理-页表、TLB

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Linux4.11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) 。

4.11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操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，由客户操作系统的内核控制 ，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。

linux内核模块编写要求从一个虚存区VMA和一个虚地址addr求这个地址所在的物理页面

implicit declaration of function ***

查查英语也应该晓得linux中pud命令了阿....

隐式的函数声明linux中pud命令，就是说你使用linux中pud命令了kmap_atomic、kmap_atomic但是没有声明，一般是因为没有包含头文件，或者是内核的API发生了些许变化。

这两个函数包含在linux/highmem.h中，你在程序中添加一句：#include linux/highmem.h试试。

PS ：这个是在2.6.38的内核中的，你在lxr.linux.no搜下对应版本的kernel，linux中pud命令我没有细细查。

关于linux中pud命令和purge命令linux的的介绍到此就结束了，不知道你从中找到你需要的信息了吗 ？如果你还想了解更多这方面的信息，记得收藏关注本站。