考虑这样一种常见的情况:用户进程调用malloc()动态分配了一块内存空间,再对这块内存进行访问。这些用户空间发生的事会引发内核空间的那些反映?本文将简单为您解答。
1.brk系统调用服务例程
malloc()是一个API,这个函数在库中封装了系统调用brk。因此如果调用malloc,那么首先会引发brk系统调用执行的过程。brk()在内核中对应的系统调用服务例程为SYSCALL_DEFINE1(brk, unsigned long, brk),参数brk用来指定heap段新的结束地址,也就是重新指定mm_struct结构中的brk字段。
brk系统调用服务例程首先会确定heap段的起始地址min_brk,然后再检查资源的限制问题。接着,将新老heap地址分别按照页大小对齐,对齐后的地址分别存储与newbrk和okdbrk中。
brk()系统调用本身既可以缩小堆大小,又可以扩大堆大小。缩小堆这个功能是通过调用do_munmap()完成的。如果要扩大堆的大小,那么必须先通过find_vma_intersection()检查扩大以后的堆是否与已经存在的某个虚拟内存重合,如何重合则直接退出。否则,调用do_brk()进行接下来扩大堆的各种工作。
1 |
SYSCALL_DEFINE1(brk, unsigned long , brk) |
3 |
unsigned long rlim, retval; |
4 |
unsigned long newbrk, oldbrk; |
5 |
struct mm_struct *mm = current->mm; |
8 |
down_write(&mm->mmap_sem); |
10 |
#ifdef CONFIG_COMPAT_BRK |
11 |
min_brk = mm->end_code; |
13 |
min_brk = mm->start_brk; |
18 |
rlim = rlimit(RLIMIT_DATA); |
19 |
if (rlim < RLIM_INFINITY && (brk - mm->start_brk) + |
20 |
(mm->end_data - mm->start_data) > rlim) |
22 |
newbrk = PAGE_ALIGN(brk); |
23 |
oldbrk = PAGE_ALIGN(mm->brk); |
28 |
if (!do_munmap(mm, newbrk, oldbrk-newbrk)) |
33 |
if (find_vma_intersection(mm, oldbrk, newbrk+PAGE_SIZE)) |
36 |
if (do_brk(oldbrk, newbrk-oldbrk) != oldbrk) |
42 |
up_write(&mm->mmap_sem); |
brk系统调用服务例程最后将返回堆的新结束地址。
2.扩大堆
用户进程调用malloc()会使得内核调用brk系统调用服务例程,因为malloc总是动态的分配内存空间,因此该服务例程此时会进入第二条执行路径中,即扩大堆。do_brk()主要完成以下工作:
1.通过get_unmapped_area()在当前进程的地址空间中查找一个符合len大小的线性区间,并且该线性区间的必须在addr地址之后。如果找到了这个空闲的线性区间,则返回该区间的起始地址,否则返回错误代码-ENOMEM;
2.通过find_vma_prepare()在当前进程所有线性区组成的红黑树中依次遍历每个vma,以确定上一步找到的新区间之前的线性区对象的位置。如果addr位于某个现存的vma中,则调用do_munmap()删除这个线性区。如果删除成功则继续查找,否则返回错误代码。
3.目前已经找到了一个合适大小的空闲线性区,接下来通过vma_merge()去试着将当前的线性区与临近的线性区进行合并。如果合并成功,那么该函数将返回prev这个线性区的vm_area_struct结构指针,同时结束do_brk()。否则,继续分配新的线性区。
4.接下来通过kmem_cache_zalloc()在特定的slab高速缓存vm_area_cachep中为这个线性区分配vm_area_struct结构的描述符。
5.初始化vma结构中的各个字段。
6.更新mm_struct结构中的vm_total字段,它用来同级当前进程所拥有的vma数量。
7.如果当前vma设置了VM_LOCKED字段,那么通过mlock_vma_pages_range()立即为这个线性区分配物理页框。否则,do_brk()结束。
可以看到,do_brk()主要是为当前进程分配一个新的线性区,在没有设置VM_LOCKED标志的情况下,它不会立刻为该线性区分配物理页框,而是通过vma一直将分配物理内存的工作进行延迟,直至发生缺页异常。
3.缺页异常的处理过程
经过上面的过程,malloc()返回了线性地址,如果此时用户进程访问这个线性地址,那么就会发生缺页异常(Page Fault)。整个缺页异常的处理过程非常复杂,我们这里只关注与malloc()有关的那一条执行路径。
当CPU产生一个异常时,将会跳转到异常处理的整个处理流程中。对于缺页异常,CPU将跳转到page_fault异常处理程序中:
1 |
//linux-2.6.34/arch/x86/kernel/entry_32.S |
5 |
CFI_ADJUST_CFA_OFFSET 4 |
该异常处理程序会调用do_page_fault()函数,该函数通过读取CR2寄存器获得引起缺页的线性地址,通过各种条件判断以便确定一个合适的方案来处理这个异常。
3.1.do_page_fault()
该函数通过各种条件来检测当前发生异常的情况,但至少do_page_fault()会区分出引发缺页的两种情况:由编程错误引发异常,以及由进程地址空间中还未分配物理内存的线性地址引发。对于后一种情况,通常还分为用户空间所引发的缺页异常和内核空间引发的缺页异常。
内核引发的异常是由vmalloc()产生的,它只用于内核空间内存的分配。显然,我们这里需要关注的是用户空间所引发的异常情况。这部分工作从do_page_fault()中的good_area标号处开始执行,主要通过handle_mm_fault()完成。
1 |
//linux-2.6.34/arch/x86/mm/fault.c |
2 |
dotraplinkage void __kprobes |
3 |
do_page_fault( struct pt_regs *regs, unsigned long error_code) |
7 |
write = error_code & PF_WRITE; |
9 |
if (unlikely(access_error(error_code, write, vma))) { |
10 |
bad_area_access_error(regs, error_code, address); |
13 |
fault = handle_mm_fault(mm, vma, address, write ? FAULT_FLAG_WRITE : 0); |
3.2.handle_mm_fault()
该函数的主要功能是为引发缺页的进程分配一个物理页框,它先确定与引发缺页的线性地址对应的各级页目录项是否存在,如何不存在则分进行分配。具体如何分配这个页框是通过调用handle_pte_fault()完成的。
1 |
int handle_mm_fault( struct mm_struct *mm, struct vm_area_struct *vma, |
2 |
unsigned long address, unsigned int flags) |
9 |
pgd = pgd_offset(mm, address); |
10 |
pud = pud_alloc(mm, pgd, address); |
13 |
pmd = pmd_alloc(mm, pud, address); |
16 |
pte = pte_alloc_map(mm, pmd, address); |
19 |
return handle_pte_fault(mm, vma, address, pte, pmd, flags); |
3.3.handle_pte_fault()
该函数根据页表项pte所描述的物理页框是否在物理内存中,分为两大类:
请求调页:被访问的页框不再主存中,那么此时必须分配一个页框。
写时复制:被访问的页存在,但是该页是只读的,内核需要对该页进行写操作,此时内核将这个已存在的只读页中的数据复制到一个新的页框中。
用户进程访问由malloc()分配的内存空间属于第一种情况。对于请求调页,handle_pte_fault()仍然将其细分为三种情况:
1 |
static inline int handle_pte_fault( struct mm_struct *mm, |
2 |
struct vm_area_struct *vma, unsigned long address, |
3 |
pte_t *pte, pmd_t *pmd, unsigned int flags) |
6 |
if (!pte_present(entry)) { |
9 |
if (likely(vma->vm_ops->fault)) |
10 |
return do_linear_fault(mm, vma, address, |
11 |
pte, pmd, flags, entry); |
13 |
return do_anonymous_page(mm, vma, address, |
17 |
return do_nonlinear_fault(mm, vma, address, |
18 |
pte, pmd, flags, entry); |
19 |
return do_swap_page(mm, vma, address, |
20 |
pte, pmd, flags, entry); |
1.如果页表项确实为空(pte_none(entry)),那么必须分配页框。如果当前进程实现了vma操作函数集合中的fault钩子函数,那么这种情况属于基于文件的内存映射,它调用do_linear_fault()进行分配物理页框。否则,内核将调用针对匿名映射分配物理页框的函数do_anonymous_page()。
2.如果检测出该页表项为非线性映射(pte_file(entry)),则调用do_nonlinear_fault()分配物理页。
3.如果页框事先被分配,但是此刻已经由主存换出到了外存,则调用do_swap_page()完成页框分配。
由malloc分配的内存将会调用do_anonymous_page()分配物理页框。
3.4.do_anonymous_page()
此时,缺页异常处理程序终于要为当前进程分配物理页框了。它通过alloc_zeroed_user_highpage_movable()来完成这个过程。我们层层拨开这个函数的外衣,发现它最终调用了alloc_pages()。
1 |
static int do_anonymous_page( struct mm_struct *mm, struct vm_area_struct *vma, |
2 |
unsigned long address, pte_t *page_table, pmd_t *pmd, |
6 |
if (unlikely(anon_vma_prepare(vma))) |
8 |
page = alloc_zeroed_user_highpage_movable(vma, address); |
经过这样一个复杂的过程,用户进程所访问的线性地址终于对应到了一块物理内存。
参考:
1.《深入理解LINUX内核》
2.《深入LINUX内核架构》
原文地址:http://edsionte.com/techblog/archives/4174
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