[十月往昔]——Linux内核中的内存管理浅谈

为什么要叫做“十月往昔”呢，是为了纪念我的原博客，http://www.casual0402.cn。

不知道为什么，突然想来一个新的开始——而那个博客存活至今刚好十个月，也有十个月里的文档。

十月往昔，总有一些觉得珍贵的，所以搬迁到这里来。

而这篇文章是在09.04.20-09.04.21里写的。

终归是一家之谈。

Jason Lee

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1 。基本框架 （此处主要谈页式内存管理）

4G 是一个比较敏感的字眼，早些日子，大多数机器（或者说操作系统）支持的内存上限都是这个数字。为什么呢？

之所以说是早些日子，因为现在 64 位的计算机已经很多了，而对于 32 位的计算机而言，页式管理是这么进行的，逻辑地址格式如下：

0 － 11 位：页内偏移 OFFSET

12 － 21 位：页面表偏移 PT

22 － 31 位：页面目录偏移 PGD

寻址过程如下：

1 ）操作系统从寄存器 CR3 获得当前页面目录指针（基地址）；

2 ）基地址＋页面目录偏移 -> 页面表指针（基地址）；

3 ）页面表指针＋页面表偏移 -> 内存页基址；

4 ）内存页基址＋页内偏移 -> 具体物理内存单元。

显然， 12 位的页内偏移可以寻址 4K ，所以一张内存页为 4K ；而总共可寻内存为 4G ＝ 2^10 * 2^10 * 2^12 ；因此在 32 位机器上内存上限一般为 4G 。

而操作系统是需要支持不同的平台的，比如 32 位，比如 64 位等。所以， linux 统一使用页式三层映射： PGD － PMD － PT － OFFSET 。

PAE 是地址扩充功能（ Physical Address Extension ）的缩写，如果将内存管理设置为 PAE 模式，这时候就需要三层映射了。

三层映射架构是如何实现双层映射的？ linux 在暗地里“弄虚作假”了一番，有点类似领导让 linux 给三层映射一个重要位置，但是在 32 位计算机的地盘里就“阳奉阴违”了，只给三层映射一个有名无权的虚职。那么这个虚职是怎么实现的呢？

首先，开启了 PAE 模式的计算机是真切需要三层映射的，所以它不会给三层映射虚职，而是需要三层映射机制去做实事的；而 32 位计算机如果没有开启 PAE 模式，那么它是不需要三层映射的，双层映射是它更喜欢的。所以，首先是判断什么情况下给三层映射虚职——

109/*
110 * The Linux x86 paging architecture is ‘compile-time dual-mode’, it
111 * implements both the traditional 2-level x86 page tables and the
112 * newer 3-level PAE-mode page tables.
113 */
114#ifndef __ASSEMBLY__
115#if CONFIG_X86_PAE
116# include <asm/pgtable-3level.h>
117
118/*
119 * Need to initialise the X86 PAE caches
120 */
121extern void pgtable_cache_init(void);
122
123#else
124# include <asm/pgtable-2level.h>

从第一段的注释说明我们可以知道 Linux x86 的页式映射机制在编译时可以选择使用传统的双层映射和新的 PAE 模式下的三层映射。而从接下来的代码可以知道，如果对 CONFIG_X86_PAE 进行了预处理，即开启了 PAE 模式，那么就使用 pgtable-3level.h ，并且对 X86 PAE caches 进行初始化，而如果没有，则包含 pgtable-2level.h ，即使用双层映射。

pgtable-2level.h 实现的双层映射：

4/*
5 * traditional i386 two-level paging structure:
6 */
7
8#define PGDIR_SHIFT 22
9#define PTRS_PER_PGD 1024
10
11/*
12 * the i386 is two-level, so we don’t really have any
13 * PMD directory physically.
14 */
15#define PMD_SHIFT 22
16#define PTRS_PER_PMD 1

从 11 行到 14 行的注释我们可以知道这里并没有让 PMD 实际存在。 PGDIR_SHIFT 是 PGD 的偏移量——这里的偏移量是指位于 32 位中的几位，显然是 22 位，即第 23 位。而

PTRS_PER_PGD 是 pointers per PGD ，即每个 PGD 位段能表示的指针。这里是 1024 ，显然需要 10 位，那么 PGD 就是从位 22 到位 31 ，即第 23 位到第 32 位。

于是很显然我们可以了解到 PMD 在这里是虚设的，挂了个虚职。因为 PTRS_PER_PMD 为 1 ，那么占用的是 0 位，因为 2^0 = 1 。

到这里，我们知道什么人的地盘上给三层映射挂虚职，怎么设置这个虚职的。而三层映射如果真干起了实事，本质其实和双层映射差不多，只不过多了几个位而已。

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1. 数据结构和函数

众所周知， linux 下有许多与 ANSI C 不同的数据类型，比如 pid_t ；这些类型实际上是通过一层或者若干层的 typedef 定义而实现的，这样做的一个主要原因是为了可移植性的实现，而这样做的影响是看类型即可以很直观地知道用于何处，比如 pid_t 显然是一个进程 id 的类型；另外一个影响便是，编译内核需要使用相应的 gcc 编译器。

那么，在内存管理 (1) 中提到的 PGD 、 PMD 、 PT 等是什么呢？在 include/asm-i386/page.h 中有如下代码：

36/*
37 * These are used to make use of C type-checking..
38 */
39#if CONFIG_X86_PAE
40typedef struct { unsigned long pte_low, pte_high; } pte_t;
41typedef struct { unsigned long long pmd; } pmd_t;
42typedef struct { unsigned long long pgd; } pgd_t;
43#define pte_val(x) ((x).pte_low | ((unsigned long long)(x).pte_high << 32))

在开启了 PAE 模式的情况下， pgd_t 、 pmd_t 都是长整形变量，而 pte_t 分为 pte_low 和 pte_high 两个部分。 PTE 是指 page table entry ，即某个具体的页表项，指向一张具体的内存页。但是一个内存页并不需要 32 位全部使用，因为每张内存页大小都为 4KB ，所以从地址 0 开始，每间隔 4KB 为一张内存页。所以，内存页的首地址的低 12 位都为 0 ，我们只需要高 20 位来指向一个内存页基址，低 12 位用来设置页面状态和权限。另外，还有一个宏用来读取 pte_t 类型的成员。

而没有开启 PAE 模式的情况如下：

44#else
45typedef struct { unsigned long pte_low; } pte_t;
46typedef struct { unsigned long pmd; } pmd_t;
47typedef struct { unsigned long pgd; } pgd_t;
48#define pte_val(x) ((x).pte_low)
49#endif

有了 PMD 等结构后就有地方存储地址信息了，那么如何获取这些信息呢？见如下几个宏：

54#define pmd_val(x) ((x).pmd)
55#define pgd_val(x) ((x).pgd)
56#define pgprot_val(x) ((x).pgprot)
57
58#define __pte(x) ((pte_t) { (x) } )
59#define __pmd(x) ((pmd_t) { (x) } )
60#define __pgd(x) ((pgd_t) { (x) } )
61#define __pgprot(x) ((pgprot_t) { (x) } )

54 行到 56 行是读取成员变量的宏，而 58 行到 61 行则是进行类型转换。这里出现了一个 pgprot ，展开为 page protection ，页面保护。 pgprot 对应着上文提到的页面状态和权限，从而实现页面的保护机制：

52typedef struct { unsigned long pgprot; } pgprot_t;

具体的 pgprot_t 在 /include/asm-i386/pgtable.h 中定义：

187#define _PAGE_PRESENT 0×001
188#define _PAGE_RW 0×002
189#define _PAGE_USER 0×004
190#define _PAGE_PWT 0×008
191#define _PAGE_PCD 0×010
192#define _PAGE_ACCESSED 0×020
193#define _PAGE_DIRTY 0×040
194#define _PAGE_PSE 0×080 /* 4 MB (or 2MB) page, Pentium+, if present.. */
195#define _PAGE_GLOBAL 0×100 /* Global TLB entry PPro+ */
196
197#define _PAGE_PROTNONE 0×080 /* If not present */

显然， pgprot_t 的位设置都是在低 12 位，而 PTE 的指针部分是高 20 位，共同构成了 32 位。那么，二者是如何构成 32 位的页面表表项呢？我们自然而然想到了 20 位左移 12 位再与 pgprot_t 的低 12 位相或，在 pgtable.h 中是由宏 mk_pte 来完成的：

309#define mk_pte(page, pgprot) __mk_pte((page) - mem_map, (pgprot))

而我们自然又遇到了 __mk_pte 。那么 __mk_pte 是什么呢？在 /include/asm-i386/pgtable-2level.h 中它一个宏：

63#define __mk_pte(page_nr,pgprot) __pte(((page_nr) << PAGE_SHIFT) | pgprot_val(pgprot))

以上为 63 行单行。而在 /include/asm-i386/page.h 中对 PAGE_SHIFT 进行了宏定义：

5#define PAGE_SHIFT 12 

所以实现的是将内存页面编号左移 12 位再与保护字段 pgprot 相或得到了 pte 页面表项。另外在上述中出现了 __pte() ，它的原型为： 58#define __pte(x) ((pte_t) { (x) } ) ，即进行类型转换。而 pgprot_val(pgprot) 的原型为： 56#define pgprot_val(x) ((x).pgprot) ，与 52typedef struct { unsigned long pgprot; } pgprot_t; 相对应则易知是获得某个 pgprot_t 类型变量的成员变量 pgprot 。

最后就剩下一个 mem_map 了。我们先来了解一下 /include/linux/mm.h 中的 page 结构。

首先，先看一段前置说明：

139/*
140 * Each physical page in the system has a struct page associated with
141 * it to keep track of whatever it is we are using the page for at the
142 * moment. Note that we have no way to track which tasks are using
143 * a page.
144 *
145 * Try to keep the most commonly accessed fields in single cache lines
146 * here (16 bytes or greater). This ordering should be particularly
147 * beneficial on 32-bit processors.
148 *
149 * The first line is data used in page cache lookup, the second line
150 * is used for linear searches (eg. clock algorithm scans).
151 *
152 * TODO: make this structure smaller, it could be as small as 32 bytes.
153 */ 

简略说下，就是 page 结构是与物理内存页相联系的，从而进行状态跟踪；其次，最经常访问的结构体内的成员字段应该保持在 16 位或者更大的单条缓冲线上——显然，这样有利于高速访问。接着来看 page 结构体的定义：

154typedef struct page {
155 struct list_head list; /* ->mapping has some page lists. */
156 struct address_space *mapping; /* The inode (or …) we belong to. */
157 unsigned long index; /* Our offset within mapping. */
158 struct page *next_hash; /* Next page sharing our hash bucket in
159 the pagecache hash table. */
160 atomic_t count; /* Usage count, see below. */
161 unsigned long flags; /* atomic flags, some possibly
162 updated asynchronously */
163 struct list_head lru; /* Pageout list, eg. active_list;
164 protected by pagemap_lru_lock !! */
165 struct page **pprev_hash; /* Complement to *next_hash. */
166 struct buffer_head * buffers; /* Buffer maps us to a disk block. */
167
168 /*
169 * On machines where all RAM is mapped into kernel address space,
170 * we can simply calculate the virtual address. On machines with
171 * highmem some memory is mapped into kernel virtual memory
172 * dynamically, so we need a place to store that address.
173 * Note that this field could be 16 bits on x86 … ;)
174 *
175 * Architectures with slow multiplication can define
176 * WANT_PAGE_VIRTUAL in asm/page.h
177 */
178#if defined(CONFIG_HIGHMEM) || defined(WANT_PAGE_VIRTUAL)
179 void *virtual; /* Kernel virtual address (NULL if
180 not kmapped, ie. highmem) */
181#endif /* CONFIG_HIGMEM || WANT_PAGE_VIRTUAL */
182} mem_map_t; 

当我们看到最后一行（ 182 行）的时候会有种恍然大悟的感觉—— mem_map_t 。于是我们就会联想 mem_map 是这么一个类型的变量。

实际上， mem_map 是一个全局变量（目前为止是），而且是一个指向 page 结构数组的指针；系统在初始化时根据物理内存的大小创建该数组。每一个数组元素都对应一张物理内存页。从软件方面来讲，页面表项的高 20 位是物理页面的编号，即 mem_map 数组的索引下标，通过该下标可以访问到与物理页面对应的 page 结构。而从硬件方面来讲，页面表项的高 20 位再与 12 个 0 结合则构成了 32 位，即每张物理页面的基址。

mem_map 映射着全部的物理内存页，而其本身则分为不同的区，比如 ZONE_DMA 、 ZONE_NORMAL 和 ZONE_HIGHMEM 等。其中 ZONE_DMA 是供 DMA 使用的； ZONE_HIGHMEM 是用于处理物理地址超过 1G 的存储空间。

事实上，三个管理区是这么分配的： 0 ～ 16MB 分配给 ZONE_DMA ， 16 ～ 896MB 分配给 ZONE_NORMAL ，最后， 896MB 以上的分配给 ZONE_HIGHMEM 。那么，为什么要这么分配呢？这是由于某些硬件只能特定地访问 0 ～ 16MB 来执行 DMA 模式；有些机器的配置使得物理内存页面无法总是保持被内核地址映射，这时需要使用 ZONE_HIGHMEM 进行动态映射；而其余的就是可以被正常映射的。

那么，为什么这里是 896MB 呢，而不是上文提的 1GB ？这是由于内核不仅为 highmem 预留了空间，也为 fixmap 和 vmalloc 预留了虚存空间。

OK ，那内核中的虚拟地址是什么？虚拟地址其实就是逻辑地址——与物理地址相对应。

我们不妨来看看物理地址和内核中虚拟地址在内核空间的关系：

128#define PAGE_OFFSET ((unsigned long)__PAGE_OFFSET)
…
132#define __pa(x) ((unsigned long)(x)-PAGE_OFFSET)
133#define __va(x) ((void *)((unsigned long)(x)+PAGE_OFFSET)) 

pa 表示 physical address ，即物理地址，而 va 表示虚拟地址 virtual address 。这里，我们不得不去看看 __PAGE_OFFSET ：

68/*
69 * This handles the memory map.. We could make this a config
70 * option, but too many people screw it up, and too few need
71 * it.
72 *
73 * A __PAGE_OFFSET of 0xC0000000 means that the kernel has
74 * a virtual address space of one gigabyte, which limits the
75 * amount of physical memory you can use to about 950MB.
76 *
77 * If you want more physical memory than this then see the CONFIG_HIGHMEM4G
78 * and CONFIG_HIGHMEM64G options in the kernel configuration.
79 */
80
81#define __PAGE_OFFSET (0xC0000000) 

前置注释有一堆，而宏定义只有一行。在 32 位机器上，通过 linux 内核的页式映射可以实现 4GB 的逻辑地址（虚拟地址）。而在 4G 字节中， 0xC0000000 到 0xFFFFFFFF 的这 1G 最高的逻辑地址用于内核本身，称之为“内核空间”；而较低的 3G 字节空间为用户空间。注意，这里的是虚的、逻辑地址。

于是我们知道了 __PAGE_OFFSET 是用户空间和内核空间在虚地址上的分界。然而，物理地址始终是从 0×00000000 开始的；所以对于内核空间来说， pa 与 va 就相差了一个 PAGE_OFFSET 。而同时， PAGE_OFFSET 也代表着用户空间的上限。

到这里，我们了解了内核空间只能“线性映射” 1GB“ 的物理地址，如果没有 ZONE_HIGHMEM 来管理高于 1GB 的物理地址，那么这些内存就会浪费掉了。于是系统初始化时预留了 128MB 的虚存来用于将来可能的映射。以上是对于 x86 体系结构而言，对于其它体系，物理内存可以全部被映射， ZONE_HIGHMEM 为空。

现在回到内存管理区。 /include/linux/mmzone.h 中有如下数据结构用于管理区：

（代码有点长，分段来看）

39/*
40 * On machines where it is needed (eg PCs) we divide physical memory
41 * into multiple physical zones. On a PC we have 3 zones:
42 *
43 * ZONE_DMA < 16 MB ISA DMA capable memory
44 * ZONE_NORMAL 16-896 MB direct mapped by the kernel
45 * ZONE_HIGHMEM > 896 MB only page cache and user processes
46 */ 

这里的前置注释说明了三个管理区的分布。

47typedef struct zone_struct {
48 /*
49 * Commonly accessed fields:
50 */
51 spinlock_t lock;
52 unsigned long free_pages;
这里是经常访问的字段。这里遇到了spinlock_t这个数据类型，在/include/asm-i386/spinlock.h中有定义：
22/*
23 * Your basic SMP spinlocks, allowing only a single CPU anywhere
24 */
25
26typedef struct {
27 volatile unsigned int lock;
28#if SPINLOCK_DEBUG
29 unsigned magic;
30#endif
31} spinlock_t; 

由注释我们可以知道这是用来控制 SMP 使用的，仅允许单 CPU 工作。

而 free_pages 表示着该区目前拥有的空闲页数。

53 /*
54 * We don’t know if the memory that we’re going to allocate will be freeable
55 * or/and it will be released eventually, so to avoid totally wasting several
56 * GB of ram we must reserve some of the lower zone memory (otherwise we risk
57 * to run OOM on the lower zones despite there’s tons of freeable ram
58 * on the higher zones).
59 */
60 zone_watermarks_t watermarks[MAX_NR_ZONES]; 

由前置注释可知这是为了保留一些低端内存。我们在这里又遇到了一个新的数据类型：

34typedef struct zone_watermarks_s {
35 unsigned long min, low, high;
36} zone_watermarks_t;
62 /*
63 * The below fields are protected by different locks (or by
64 * no lock at all like need_balance), so they’re longs to
65 * provide an atomic granularity against each other on
66 * all architectures.
67 */
68 unsigned long need_balance;
69 /* protected by the pagemap_lru_lock */
70 unsigned long nr_active_pages, nr_inactive_pages;
71 /* protected by the pagecache_lock */
72 unsigned long nr_cache_pages;
75 /*
76 * free areas of different sizes
77 */
78 free_area_t free_area[MAX_ORDER];
引入free_area_t：
27typedef struct free_area_struct {
28 struct list_head free_list;
29 unsigned long *map;
30} free_area_t;

这里 free_area[MAX_ORDER] 是一组队列，用于分配不连续的内存块。队列的实现是通过 free_area_t 类型中的成员 struct list_head free_list ，可参加 list.h 。

80 /*
81 * wait_table — the array holding the hash table
82 * wait_table_size — the size of the hash table array
83 * wait_table_shift — wait_table_size
84 * == BITS_PER_LONG (1 << wait_table_bits)
85 *
86 * The purpose of all these is to keep track of the people
87 * waiting for a page to become available and make them
88 * runnable again when possible. The trouble is that this
89 * consumes a lot of space, especially when so few things
90 * wait on pages at a given time. So instead of using
91 * per-page waitqueues, we use a waitqueue hash table.
92 *
93 * The bucket discipline is to sleep on the same queue when
94 * colliding and wake all in that wait queue when removing.
95 * When something wakes, it must check to be sure its page is
96 * truly available, a la thundering herd. The cost of a
97 * collision is great, but given the expected load of the
98 * table, they should be so rare as to be outweighed by the
99 * benefits from the saved space.
100 *
101 * __wait_on_page() and unlock_page() in mm/filemap.c, are the
102 * primary users of these fields, and in mm/page_alloc.c
103 * free_area_init_core() performs the initialization of them.
104 */
105 wait_queue_head_t * wait_table;
106 unsigned long wait_table_size;
107 unsigned long wait_table_shift; 

一些管理区信息如下：

109 /*
110 * Discontig memory support fields.
111 */
112 struct pglist_data *zone_pgdat;
113 struct page *zone_mem_map;
114 unsigned long zone_start_paddr;
115 unsigned long zone_start_mapnr; 

112 表示的是该管理区所在的存储节点； 113 显然是一张内存映射表； 114 是该管理区的物理起始地址，而 115 表示的是在 mem_map 中的起始下标。显然这些都可以直接从变量名看出来。

117 /*
118 * rarely used fields:
119 */
120 char *name;
121 unsigned long size;
122 unsigned long realsize;
123} zone_t; 

120 表示的是管理区的名字， 121 表示的是管理区的大小， 122 表示的是管理区实用大小。

当多 CPU 引入之后， NUMA(Non-Uniform Memory Architecture) 结构体系出现了，即非匀质存储结构。于是，每个 CPU 都有自己的物理地址，并且有一个公共的物存模块。这样有时候会出现 CPU 请求的内存块无法在自己管辖的物理地址模块获得，也不能手伸太长去其它 CPU 管理的模块，那么就需要到公共模块请求。同时，新的物理页面管理机制也进行了修正。

在 NUMA 下，我们称 CPU 请求的一片连续物理内存页为 node （节点）。而且，此时的 mem_map 不再是全局变量，而是从属于具体节点；管理区也不再高高在上，也是被节点所拥有，每个存储节点至少有两个管理区。从而在 zone_struct 上便有了 pglist_data 数据结构，在 /include/linux/mmzone.h 定义：

142/*
143 * The pg_data_t structure is used in machines with CONFIG_DISCONTIGMEM
144 * (mostly NUMA machines?) to denote a higher-level memory zone than the
145 * zone_struct denotes.
146 *
147 * On NUMA machines, each NUMA node would have a pg_data_t to describe
148 * it’s memory layout.
149 *
150 * XXX: we need to move the global memory statistics (active_list, …)
151 * into the pg_data_t to properly support NUMA.
152 */
153struct bootmem_data;
154typedef struct pglist_data {
155 zone_t node_zones[MAX_NR_ZONES];
156 zonelist_t node_zonelists[GFP_ZONEMASK+1];
157 int nr_zones;
158 struct page *node_mem_map;
159 unsigned long *valid_addr_bitmap;
160 struct bootmem_data *bdata;
161 unsigned long node_start_paddr;
162 unsigned long node_start_mapnr;
163 unsigned long node_size;
164 int node_id;
165 struct pglist_data *node_next;
166} pg_data_t; 

首先看看 158 行 struct page *node_mem_map ，由于每个节点有一片的内存页，这里的 node_mem_map 便是用来映射表示它们的（ page 结构数组）；接着看首行， 155 行 zone_t node_zones[MAX_NR_ZONES] 是该节点所拥有的管理区，同时在 zone_struct 也有一行 struct pglist_data *zone_pgdat ，指向所属节点 pglist_data 数据结构。

————————————–cut-line – 以上数据结构用于物理内存页面管理 –2009-04-20 晚

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（续）数据结构和函数

现在开始接触的是用于虚存管理的数据结构和函数。

通常，一个进程所需要使用的虚存空间是离散的各个区间，而区间的数据结构是 /include/linux/mm.h 中定义的：

38/*
39 * This struct defines a memory VMM memory area. There is one of these
40 * per VM-area/task. A VM area is any part of the process virtual memory
41 * space that has a special rule for the page-fault handlers (ie a shared
42 * library, the executable area etc).
43 */
44struct vm_area_struct {
45 struct mm_struct * vm_mm; /* The address space we belong to. */
46 unsigned long vm_start; /* Our start address within vm_mm. */
47 unsigned long vm_end; /* The first byte after our end address
48 within vm_mm. */
49
50 /* linked list of VM areas per task, sorted by address */
51 struct vm_area_struct *vm_next;
52
53 pgprot_t vm_page_prot; /* Access permissions of this VMA. */
54 unsigned long vm_flags; /* Flags, listed below. */
55
56 rb_node_t vm_rb;
57
58 /*
59 * For areas with an address space and backing store,
60 * one of the address_space->i_mmap{,shared} lists,
61 * for shm areas, the list of attaches, otherwise unused.
62 */
63 struct vm_area_struct *vm_next_share;
64 struct vm_area_struct **vm_pprev_share;
65
66 /* Function pointers to deal with this struct. */
67 struct vm_operations_struct * vm_ops;
68
69 /* Information about our backing store: */
70 unsigned long vm_pgoff; /* Offset (within vm_file) in PAGE_SIZE
71 units, *not* PAGE_CACHE_SIZE */
72 struct file * vm_file; /* File we map to (can be NULL). */
73 unsigned long vm_raend; /* XXX: put full readahead info here. */
74 void * vm_private_data; /* was vm_pte (shared mem) */
75}; 

45 行是定义了一个指向 mm_struct 结构体的指针，该结构体稍后了解。 vm_start 和 vm_end 是这一段 vm_area 的开始和结束位置，然而 vm_end 是该 vm_area 之后的第一个地址，不属于本 vm_area 。

51 行定义了一个指向 vm_area_struct 结构体的指针 vm_next 。这是由于进程使用的区间是离散的，所以各个区间需要形成链表来保持联系，这里的 vm_next 便是指向下一片 vm_area 的；该链表是按地址排序的。

53 行的 pgprot_t vm_page_prot 显然是本 vm_area 的保护信息， pgprot_t 在之前有谈过。

54 行的 vm_flags 是本 vm_area 的标志，如下：

77/*
78 * vm_flags..
79 */
80#define VM_READ 0×00000001 /* currently active flags */
81#define VM_WRITE 0×00000002
82#define VM_EXEC 0×00000004
83#define VM_SHARED 0×00000008
84
85#define VM_MAYREAD 0×00000010 /* limits for mprotect() etc */
86#define VM_MAYWRITE 0×00000020
87#define VM_MAYEXEC 0×00000040
88#define VM_MAYSHARE 0×00000080
89
90#define VM_GROWSDOWN 0×00000100 /* general info on the segment */
91#define VM_GROWSUP 0×00000200
92#define VM_SHM 0×00000400 /* shared memory area, don’t swap out */
93#define VM_DENYWRITE 0×00000800 /* ETXTBSY on write attempts.. */
94
95#define VM_EXECUTABLE 0×00001000
96#define VM_LOCKED 0×00002000
97#define VM_IO 0×00004000 /* Memory mapped I/O or similar */
98
99 /* Used by sys_madvise() */
100#define VM_SEQ_READ 0×00008000 /* App will access data sequentially */
101#define VM_RAND_READ 0×00010000 /* App will not benefit from clustered reads */
102
103#define VM_DONTCOPY 0×00020000 /* Do not copy this vma on fork */
104#define VM_DONTEXPAND 0×00040000 /* Cannot expand with mremap() */
105#define VM_RESERVED 0×00080000 /* Don’t unmap it from swap_out */
106
107#ifndef VM_STACK_FLAGS
108#define VM_STACK_FLAGS 0×00000177
109#endif 

80 ～ 83 行分别表示页是否可以被读、写、执行和共享。

85 ～ 88 行表示可以对 80 ～ 83 行的标志进行设置。

95 行表示该页含可执行代码。

96 行表示该页被锁。

其它标志均有注释。

在这里一般会有个疑惑，一个 vm_area 可能包含很多个内存页，为什么只有一个 vm_page_prot 和 vm_flags 呢？这是因为同一片 vm_area 的所有页面都必须保持相同的保护信息和状态标志。

现在回到 vm_area_struct 。

56 行是 rb_node_t vm_rb; rb_node_t 是红黑树 (red-black tree) 节点类型。红黑树的结构如下：

100typedef struct rb_node_s
101{
102 struct rb_node_s * rb_parent;
103 int rb_color;
104#define RB_RED 0
105#define RB_BLACK 1
106 struct rb_node_s * rb_right;
107 struct rb_node_s * rb_left;
108}
109rb_node_t; 

之所以使用红黑树是因为使用链表搜索的话每次都要从头开始，会影响效率。

63 ～ 64 行为共享内存中的前后区间：

58 /*
59 * For areas with an address space and backing store,
60 * one of the address_space->i_mmap{,shared} lists,
61 * for shm areas, the list of attaches, otherwise unused.
62 */
63 struct vm_area_struct *vm_next_share;
64 struct vm_area_struct **vm_pprev_share;
67行定义了一个vm_ops，指向的是一个vm_oprations_struct结构体，该结构体在/include/linux/mm.h有定义：
128/*
129 * These are the virtual MM functions - opening of an area, closing and
130 * unmapping it (needed to keep files on disk up-to-date etc), pointer
131 * to the functions called when a no-page or a wp-page exception occurs.
132 */
133struct vm_operations_struct {
134 void (*open)(struct vm_area_struct * area);
135 void (*close)(struct vm_area_struct * area);
136 struct page * (*nopage)(struct vm_area_struct * area, unsigned long address, int unused);
137}; 

显然可见 vm_ops 是一个指针，可以执行操作函数作用在该 vm_area 上。其中 open 和 close 用于打开、关闭虚存空间。而当请求页面不在内存中调用 nopage 。

vm_area_struct 后面的成员都有注释。

————————————–cut-line

在了解 vm_area_struct 的开始，我们提到了 mm_struct 。

206struct mm_struct {
207 struct vm_area_struct * mmap; /* list of VMAs */
208 rb_root_t mm_rb;
209 struct vm_area_struct * mmap_cache; /* last find_vma result */
210 pgd_t * pgd;
211 atomic_t mm_users; /* How many users with user space? */
212 atomic_t mm_count; /* How many references to “struct mm_struct” (users count as 1) */
213 int map_count; /* number of VMAs */
214 struct rw_semaphore mmap_sem;
215 spinlock_t page_table_lock; /* Protects task page tables and mm->rss */
216
217 struct list_head mmlist; /* List of all active mm’s. These are globally strung
218 * together off init_mm.mmlist, and are protected
219 * by mmlist_lock
220 */
221
222 unsigned long start_code, end_code, start_data, end_data;
223 unsigned long start_brk, brk, start_stack;
224 unsigned long arg_start, arg_end, env_start, env_end;
225 unsigned long rss, total_vm, locked_vm;
226 unsigned long def_flags;
227 unsigned long cpu_vm_mask;
228 unsigned long swap_address;
229
230 unsigned dumpable:1;
231
232 /* Architecture-specific MM context */
233 mm_context_t context;
234}; 

207 行的 mmap 指向虚存区间链表。

208 行是指向红黑树。

209 行的 mmap_cache 指向最后一次使用的虚存区间，因为虚存区间有若干个内存页，下一次请求的内存页很可能还在该区间。

210 行的 pgd 显然是进程的页面目录，当内核调度一个进程运行时，将该指针转换为物理地址并写入控制寄存器 CR3 。

211 行的 mm_users 表示用户空间中有多少用户。而 212 行的 mm_count 表示该 mm_count 结构的被引用数。

213 行 map_count 表示 vm_area 的个数。

214 和 215 是一些状态控制，进行诸如锁定等状态控制。

217 行是 mm_struct 链表。

余下部分用途较显然。

从 mm_users 和 mm_count 我们可以知道一个 mm_struct 允许被多个进程引用，但是一个进程只能使用一个 mm_struct 结构。

至此，我们了解到以下几点。

1 。虚存方面是由 vm_area_struct 和 mm_struct 进行处理的。 32 位的计算机可以形成 4G 的虚存空间，其中 3 ～ 4G 的虚存空间用作内核空间，其余用作用户空间。 mm_struct 是用户空间抽象，位于虚存管理的高层。而 vm_area_struct 则是从属于 mm_struct 。一个进程允许有多个 vma ，这些虚存区间构成链表以及红黑树，在 vma 个数较少的时候使用链表操作，个数多的时候使用红黑树操作。 mm_struct 中的 mmap 指向 vma 链表，而 map_count 则指示有多少个 vma 。当一个进程进入运行时，进程所对应的 mm_struct 中的 pgd （页面目录）被写入控制寄存器 CR3 ，于是页式映射机制的源头 CR3 就有内容了。

2 。在 CR3 被设置以后，便可以进行页式映射了。负责将虚拟地址映射为物理地址的内存管理单元从 CR3 读出数据，然后结合 pgd 等内容完成映射。

此外，如果要通过进程的虚拟地址找到所属区间以及相应的 vma 结构可以使用 find_vma ：

666/* Look up the first VMA which satisfies addr < vm_end, NULL if none. */
667struct vm_area_struct * find_vma(struct mm_struct * mm, unsigned long addr)
668{
669 struct vm_area_struct *vma = NULL;
670
671 if (mm) {
672 /* Check the cache first. */
673 /* (Cache hit rate is typically around 35%.) */
674 vma = mm->mmap_cache;
675 if (!(vma && vma->vm_end > addr && vma->vm_start <= addr)) {
676 rb_node_t * rb_node;
677
678 rb_node = mm->mm_rb.rb_node;
679 vma = NULL;
680
681 while (rb_node) {
682 struct vm_area_struct * vma_tmp;
683
684 vma_tmp = rb_entry(rb_node, struct vm_area_struct, vm_rb);
685
686 if (vma_tmp->vm_end > addr) {
687 vma = vma_tmp;
688 if (vma_tmp->vm_start <= addr)
689 break;
690 rb_node = rb_node->rb_left;
691 } else
692 rb_node = rb_node->rb_right;
693 }
694 if (vma)
695 mm->mmap_cache = vma;
696 }
697 }
698 return vma;
699} 

首先通过查找 mmap_cache ，如果不是，则在链表中或者红黑树中搜索。如果返回 0 ，表示还没有创建 vma ，这时候就需要创建一个新的虚存区间结构。

————————————–cut-line

1 。越界访问

页式映射将虚拟地址转换成物理地址，并不是每次映射都是成功的，以下是几种失败的情况：

1 ）映射过程中遇到 pgd 或者 pte 等项为空，映射没有建立

2 ）物理页面不在内存中

3 ）权限不符

于是就有相应的错误处理程序 /arch/i386/mm/fault.c 中的 do_page_fault() ：

130/*
131 * This routine handles page faults. It determines the address,
132 * and the problem, and then passes it off to one of the appropriate
133 * routines.
134 *
135 * error_code:
136 * bit 0 == 0 means no page found, 1 means protection fault
137 * bit 1 == 0 means read, 1 means write
138 * bit 2 == 0 means kernel, 1 means user-mode
139 */
140asmlinkage void do_page_fault(struct pt_regs *regs, unsigned long error_code)
141{ 

由前置注释可知，错误码第 0 位为 0 表示页面不存在， 1 表示权限不符；第 1 位为 0 表示为读访问引起的错误， 1 表示写访问引起错误；第 2 位为 0 表示错误发生在内核态， 1 表示在用户态。

该页面错误处理机制需要两个参数，一个是 regs 指向错误前现场， error_code 如上。

151 /* get the address */
152 __asm__(”movl %%cr2,%0″:”=r” (address)); 

这两行是获得导致映射失败的线性地址，它存储在 CR2 中，由汇编语言实现。

接着首先是处理在内核空间发生的非权限不符错误：

160 /*
161 * We fault-in kernel-space virtual memory on-demand. The
162 * ‘reference’ page table is init_mm.pgd.
163 *
164 * NOTE! We MUST NOT take any locks for this case. We may
165 * be in an interrupt or a critical region, and should
166 * only copy the information from the master page table,
167 * nothing more.
168 *
169 * This verifies that the fault happens in kernel space
170 * (error_code & 4) == 0, and that the fault was not a
171 * protection error (error_code & 1) == 0.
172 */
173 if (address >= TASK_SIZE && !(error_code & 5))
174 goto vmalloc_fault;
175
176 mm = tsk->mm;
177 info.si_code = SEGV_MAPERR; 

由前置注释可知 if 条件的判断保证了错误发生在内核空间，而且不是权限不符错误。这种错误转向 vmalloc_fault 处理，该处理机制也在内部定义。

接着处理的是中断或者进程映射未建立的情况：

179 /*
180 * If we’re in an interrupt or have no user
181 * context, we must not take the fault..
182 */
183 if (in_interrupt() || !mm)
184 goto no_context; 

在这段代码之下是一段有关于堆栈越界的处理。当用尽了本进程的堆栈空间后，如果再执行进栈操作，由于堆栈是从上往下延伸的，所以一般情况下会把数据写到 (%esp-4) 位置，如果是 32 字节操作则是 (%esp-32) 了。

188 vma = find_vma(mm, address); 

查找虚存区间。

如果没有找到：

189 if (!vma)
190 goto bad_area; 

转向 bad_area 处理。

如果找到，且地址大于 vma 起始地址（非堆栈）则转向：

191 if (vma->vm_start <= address)
192 goto good_area; 

而如果是堆栈，那么 VM_GROWSDOWN 标记为 1 ，当向下越界时，如果超过 %esp-32 那么就转向 bad_area 否则扩充堆栈，调用 expand_stack() ：

193 if (!(vma->vm_flags & VM_GROWSDOWN))
194 goto bad_area;
195 if (error_code & 4) {
196 /*
197 * accessing the stack below %esp is always a bug.
198 * The “+ 32″ is there due to some instructions (like
199 * pusha) doing post-decrement on the stack and that
200 * doesn’t show up until later..
201 */
202 if (address + 32 < regs->esp)
203 goto bad_area;
204 }
205 if (expand_stack(vma, address))
206 goto bad_area; 

但是并不是无限制地扩充堆栈的，每个进程都有限制，如果超过就跳转到 bad_area 。如果允许扩充，转向 good_area 继续完成新增页面对物理内存的映射。

具体的处理机制见 /arch/i386/mm/fault.c 。

评论

1 楼 anttu 2012-03-24  

打开i此页面 耗我1G多内存，尼玛你是不是置病毒了？