用户态内存映射

内存映射不仅仅是物理内存和虚拟内存之间的映射,还包括将文件中的内容映射到虚拟内存空间。这个时候,访问内存空间就能够访问到文件里面的数据。而仅有物理内存和虚拟内存的映射,是一种特殊情况。

用户态内存映射_第1张图片

对于堆的申请来讲,mmap 是映射内存空间到物理内存。

如果一个进程想映射一个文件到自己的虚拟内存空间,也要通过 mmap 系统调用。这个时候 mmap 是映射内存空间到物理内存再到文件。

如果是匿名映射,则调用 mm_struct 里面的 get_unmapped_area 函数。这个函数其实是 arch_get_unmapped_area。它会调用 find_vma_prev,在表示虚拟内存区域的 vm_area_struct 红黑树上找到相应的位置。之所以叫 prev,是说这个时候虚拟内存区域还没有建立,找到前一个 vm_area_struct。

如果不是匿名映射,而是映射到一个文件,这样在 Linux 里面,每个打开的文件都有一个 struct file 结构,里面有一个 file_operations,用来表示和这个文件相关的操作。如果是我们熟知的 ext4 文件系统,调用的是 thp_get_unmapped_area。如果我们仔细看这个函数,最终还是调用 mm_struct 里面的 get_unmapped_area 函数。殊途同归。

 PGD、P4G、PUD、PMD、PTE四级页表的概念如下:

用户态内存映射_第2张图片

pgd_t 用于全局页目录项,pud_t 用于上层页目录项,pmd_t 用于中间页目录项,pte_t 用于直接页表项。

一个进程的虚拟地址空间包含用户态和内核态两部分。为了从虚拟地址空间映射到物理页面,页表也分为用户地址空间的页表和内核页表,这就和上面遇到的 vmalloc 有关系了。在内核里面,映射靠内核页表,这里内核页表会拷贝一份到进程的页表。

cr3 是 CPU 的一个寄存器,它会指向当前进程的顶级 pgd。如果 CPU 的指令要访问进程的虚拟内存,它就会自动从 cr3 里面得到 pgd 在物理内存的地址,然后根据里面的页表解析虚拟内存的地址为物理内存,从而访问真正的物理内存上的数据。

这里需要注意两点。第一点,cr3 里面存放当前进程的顶级 pgd,这个是硬件的要求。cr3 里面需要存放 pgd 在物理内存的地址,不能是虚拟地址。因而 load_new_mm_cr3 里面会使用 __pa,将 mm_struct 里面的成员变量 pgd(mm_struct 里面存的都是虚拟地址)变为物理地址,才能加载到 cr3 里面去。

第二点,用户进程在运行的过程中,访问虚拟内存中的数据,会被 cr3 里面指向的页表转换为物理地址后,才在物理内存中访问数据,这个过程都是在用户态运行的,地址转换的过程无需进入内核态。

只有访问虚拟内存的时候,发现没有映射到物理内存,页表也没有创建过,才触发缺页异常。进入内核调用 do_page_fault,一直调用到 __handle_mm_fault,这才有了上面解析到这个函数的时候,我们看到的代码。既然原来没有创建过页表,那只好补上这一课。于是,__handle_mm_fault 调用 pud_alloc 和 pmd_alloc,来创建相应的页目录项,最后调用 handle_pte_fault 来创建页表项。

为了加快映射速度,我们不需要每次从虚拟地址到物理地址的转换都走一遍页表。

用户态内存映射_第3张图片

页表一般都很大,只能存放在内存中。操作系统每次访问内存都要折腾两步,先通过查询页表得到物理地址,然后访问该物理地址读取指令、数据。

为了提高映射速度,我们引入了 TLB(Translation Lookaside Buffer),我们经常称为快表,专门用来做地址映射的硬件设备。它不在内存中,可存储的数据比较少,但是比内存要快。所以,我们可以想象,TLB 就是页表的 Cache,其中存储了当前最可能被访问到的页表项,其内容是部分页表项的一个副本。

有了 TLB 之后,地址映射的过程就像图中画的。我们先查块表,块表中有映射关系,然后直接转换为物理地址。如果在 TLB 查不到映射关系时,才会到内存中查询页表。

此文章为11月Day5学习笔记,内容来源于极客时间《趣谈Linux操作系统》,推荐该课程。

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