malloc()之后，内核发生了什么？

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)
2 {
3         unsignedlongrlim, retval;
4         unsignedlongnewbrk, oldbrk;
5         structmm_struct *mm = current->mm;
6         unsignedlongmin_brk;
7
8         down_write(&mm->mmap_sem);
9
10 #ifdef CONFIG_COMPAT_BRK
11         min_brk = mm->end_code;
12 #else
13         min_brk = mm->start_brk;
14 #endif
15         if(brk < min_brk)
16                 gotoout;
17
18         rlim = rlimit(RLIMIT_DATA);
19         if(rlim < RLIM_INFINITY && (brk - mm->start_brk) +
20                         (mm->end_data - mm->start_data) > rlim)
21
22         newbrk = PAGE_ALIGN(brk);
23         oldbrk = PAGE_ALIGN(mm->brk);
24         if(oldbrk == newbrk)
25                 gotoset_brk;
26
27         if(brk brk) {
28                 if(!do_munmap(mm, newbrk, oldbrk-newbrk))
29                         gotoset_brk;
30                 gotoout;
31         }
32
33         if(find_vma_intersection(mm, oldbrk, newbrk+PAGE_SIZE))
34                 gotoout;
35
36         if(do_brk(oldbrk, newbrk-oldbrk) != oldbrk)
37                 gotoout;
38 set_brk:
39         mm->brk = brk;
40 out:
41         retval = mm->brk;
42         up_write(&mm->mmap_sem);
43         returnretval;
44 }

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
2 ENTRY(page_fault)
3         RING0_EC_FRAME
4         pushl $do_page_fault
5         CFI_ADJUST_CFA_OFFSET 4
6         ALIGN
7 error_code:
8         …………
9         jmp ret_from_exception
10         CFI_ENDPROC
11 END(page_fault)

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 dotraplinkagevoid__kprobes
3 do_page_fault(structpt_regs *regs, unsigned longerror_code)
4 {
5 …… ……
6 good_area:
7         write = error_code & PF_WRITE;
8
9         if(unlikely(access_error(error_code, write, vma))) {
10                 bad_area_access_error(regs, error_code, address);
11                 return;
12         }
13         fault = handle_mm_fault(mm, vma, address, write ? FAULT_FLAG_WRITE : 0);
14 …… ……
15 }

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 inthandle_mm_fault(structmm_struct *mm, structvm_area_struct *vma,
2                 unsignedlongaddress, unsigned intflags)
3 {
4         pgd_t *pgd;
5         pud_t *pud;
6         pmd_t *pmd;
7         pte_t *pte;
8         …… ……
9         pgd = pgd_offset(mm, address);
10         pud = pud_alloc(mm, pgd, address);
11         if(!pud)
12                 returnVM_FAULT_OOM;
13         pmd = pmd_alloc(mm, pud, address);
14         if(!pmd)
15                 returnVM_FAULT_OOM;
16         pte = pte_alloc_map(mm, pmd, address);
17         if(!pte)
18                 returnVM_FAULT_OOM;
19           returnhandle_pte_fault(mm, vma, address, pte, pmd, flags);
20 }

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 staticinline int handle_pte_fault(structmm_struct *mm,
2                 structvm_area_struct *vma, unsigned longaddress,
3                 pte_t *pte, pmd_t *pmd, unsigned intflags)
4 {
5         …… ……
6         if(!pte_present(entry)) {
7                 if(pte_none(entry)) {
8                         if(vma->vm_ops) {
9                                 if(likely(vma->vm_ops->fault))
10                                         returndo_linear_fault(mm, vma, address,
11                                                 pte, pmd, flags, entry);
12                         }
13                         returndo_anonymous_page(mm, vma, address,
14                                                  pte, pmd, flags);
15                 }
16                 if(pte_file(entry))
17                         returndo_nonlinear_fault(mm, vma, address,
18                                         pte, pmd, flags, entry);
19                 returndo_swap_page(mm, vma, address,
20                                         pte, pmd, flags, entry);
21         }
22 …… ……
23 }

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 staticint do_anonymous_page(structmm_struct *mm, structvm_area_struct *vma,
2                 unsignedlongaddress, pte_t *page_table, pmd_t *pmd,
3                 unsignedintflags)
4 {
5 …… ……
6         if(unlikely(anon_vma_prepare(vma)))
7                 gotooom;
8         page = alloc_zeroed_user_highpage_movable(vma, address);
9         if(!page)
10                 gotooom;
11 …… ……
12 }

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