2008年（27）
分类： LINUX
2008-06-07 12:47:18
通过上面的分析可以看到，内核是如何通过线性地址从pgd找到pte再释放相关页面的。到这一步，注意到，只是释放了pte所映射的页框，所以，可能会造成有很多pte项没有映射的状态，这部份pte所占的空间其实是可以回收的。
它是在free_pgtables()函数中完成的。代码如下：
static void free_pgtables(struct mmu_gather *tlb, struct vm_area_struct *prev,
unsigned long start, unsigned long end)
{
//PGD_SIZE大小对齐
unsigned long first = start & PGDIR_MASK;
//向上增加一个PGD_SIZE,last参数还会在接下来进行调整的
unsigned long last = end + PGDIR_SIZE - 1;
unsigned long start_index, end_index;
struct mm_struct *mm = tlb->mm;
//调整first与last参数的值
if (!prev) {
prev = mm->mmap;
if (!prev)
goto no_mmaps;
if (prev->vm_end > start) {
if (last > prev->vm_start)
last = prev->vm_start;
goto no_mmaps;
}
}
for (;;) {
struct vm_area_struct *next = prev->vm_next;
if (next) {
if (next->vm_start < start) {
prev = next;
continue;
}
if (last > next->vm_start)
last = next->vm_start;
}
if (prev->vm_end > first)
first = prev->vm_end + PGDIR_SIZE - 1;
break;
}
no_mmaps:
//非法退出
if (last < first)
return;
//first所在的页目录
start_index = pgd_index(first);
if (start_index < FIRST_USER_PGD_NR)
start_index = FIRST_USER_PGD_NR;
//last所在页目录
end_index = pgd_index(last);
if (end_index > start_index) {
//将页目录start_index到end_index中所映射的pte所占空间释放掉
clear_page_tables(tlb, start_index, end_index - start_index);
flush_tlb_pgtables(mm, first & PGDIR_MASK, last & PGDIR_MASK);
}
}
在研究代码之前，我们不妨先来思考几个问题：
1：一次要释放的多长的地址区间才合适呢？
以i32二级映射关系为例来说明一下：
虽然pte在线性地址中只占有10位，但是实际上为pte分配内存的时候，却分配了一个页。也就是说，pgd中每一项所指向的pte占一个页面.即2^10的pte项占一个页面。而pte本身映射2^12大小的线性地址。所以，要释放一个pte内框所需的地址长度为2^10*2^12 = 2^22 = PGD_SIZE
I32的三级映射也类似
2：prev指向的是什么？
调用这个函数的时候，prev指向的是什么区域的vma呢？
刚开始的时候：
detach_vmas_to_be_unmapped后：
看上面可以看出: clear_page_tables中，要操作的线性地址即为prev,prev->next之间的空洞线性地址。理解了这点之后，上面的代码就变得很简单了^_^
三：用户空间的伸展
先回顾一下sys_brk的代码：
asmlinkage unsigned long sys_brk(unsigned long brk)
{
……
……
//前一部份是用户空间的收缩
/* Check against rlimit.. */
//不能超过数据段上限
rlim = current->rlim[RLIMIT_DATA].rlim_cur;
if (rlim < RLIM_INFINITY && brk - mm->start_data > rlim)
goto out;
/* Check against existing mmap mappings. */
//伸展空间已经有映射了
if (find_vma_intersection(mm, oldbrk, newbrk+PAGE_SIZE))
goto out;
/* Ok, looks good - let it rip. */
//执行具体的伸展过程
if (do_brk(oldbrk, newbrk-oldbrk) != oldbrk)
goto out;
set_brk:
//设置新边界
mm->brk = brk;
out:
retval = mm->brk;
up_write(&mm->mmap_sem);
return retval;
}
在这有一个值得注意的地方：
find_vma_intersection()的实现如下：
//判断进程的地址空间是否与给定的地址区间相交叉
static inline struct vm_area_struct * find_vma_intersection(struct mm_struct * mm, unsigned long start_addr, unsigned long end_addr)
{
//找到第一个结束地址大于addr的vma
struct vm_area_struct * vma = find_vma(mm,start_addr);
//判断vma是否是给定地址区间有交叉
if (vma && end_addr <= vma->vm_start)
vma = NULL;
return vma;
}
那为什么sys_brk中
find_vma_intersection(mm, oldbrk, newbrk+PAGE_SIZE)调用中，newbrk为什么要加上PAGE_SIZE呢？
这是因为newbrk 与oldbrk已经是经过页框对齐后的地址：如下
newbrk = PAGE_ALIGN(brk);
oldbrk = PAGE_ALIGN(mm->brk);
而且，每个vma的起始地址跟长度都是与页框对齐的（参考ULK3）.注意到find_vma_intersection()判断是否交替的时候带有一个’=’.也就是判断newbrk的下一个页框是否在进程的线性区中
接着往下看，经过判断之后，就会进入到do_brk()：
unsigned long do_brk(unsigned long addr, unsigned long len)
{
struct mm_struct * mm = current->mm;
struct vm_area_struct * vma, * prev;
unsigned long flags;
struct rb_node ** rb_link, * rb_parent;
pgoff_t pgoff = addr >> PAGE_SHIFT;
//长度按页框对齐，不过在我们这个流程来说，这个步骤是没必要的
//因为start 与 end都与页框对齐，end – start肯定也是与页框对齐的
len = PAGE_ALIGN(len);
if (!len)
return addr;
//有效性判断
if ((addr + len) > TASK_SIZE || (addr + len) < addr)
return -EINVAL;
//VM_LOCKED: 页被锁住不能被交换出去
if (mm->def_flags & VM_LOCKED) {
unsigned long locked, lock_limit;
locked = mm->locked_vm << PAGE_SHIFT;
lock_limit = current->rlim[RLIMIT_MEMLOCK].rlim_cur;
locked += len;
if (locked > lock_limit && !capable(CAP_IPC_LOCK))
return -EAGAIN;
}
/*
* Clear old maps. this also does some error checking for us
*/
munmap_back:
//sys_brk的流程会进入到这个if吗？？？
vma = find_vma_prepare(mm, addr, &prev, &rb_link, &rb_parent);
if (vma && vma->vm_start < addr + len) {
if (do_munmap(mm, addr, len))
return -ENOMEM;
goto munmap_back;
}
//判断是否超过了限制
if ((mm->total_vm << PAGE_SHIFT) + len
> current->rlim[RLIMIT_AS].rlim_cur)
return -ENOMEM;
if (mm->map_count > sysctl_max_map_count)
return -ENOMEM;
//判断系统是否有足够的内存
if (security_vm_enough_memory(len >> PAGE_SHIFT))
return -ENOMEM;
flags = VM_DATA_DEFAULT_FLAGS | VM_ACCOUNT | mm->def_flags;
//判断是否可以合并
//如果可以合并，就将基合并为一个VMA区
if (vma_merge(mm, prev, addr, addr + len, flags,
NULL, NULL, pgoff, NULL))
goto out;
//不可以合并，新建一个VMA
vma = kmem_cache_alloc(vm_area_cachep, SLAB_KERNEL);
if (!vma) {
vm_unacct_memory(len >> PAGE_SHIFT);
return -ENOMEM;
}
memset(vma, 0, sizeof(*vma));
//设值VMA的值
vma->vm_mm = mm;
vma->vm_start = addr;
vma->vm_end = addr + len;
vma->vm_pgoff = pgoff;
vma->vm_flags = flags;
vma->vm_page_prot = protection_map[flags & 0x
//将新分配的VMA插入到进程的VMA链表
vma_link(mm, vma, prev, rb_link, rb_parent);
out:
mm->total_vm += len >> PAGE_SHIFT;
if (flags & VM_LOCKED) {
mm->locked_vm += len >> PAGE_SHIFT;
//如果定义了LOCKED。就为其分配内存
make_pages_present(addr, addr + len);
}
return addr;
}
make_pages_present（）其实就是为每一个线性区模拟了一个缺页异常，然后再由缺页异常程序为之分配内存。
若vm flag没有带VM_LOCKED的时候，它只是为进程分配了一个可以使用的线性地址，以后要访问这个地址的时候，就会产生缺页异常，具体关于缺页异常的处理，我们在下一节接着分析
四：总结
我们在前面分析过了vfree()的实现。还记得vfree()只是释放了内存页表项所映射的物理内存，而在进程管理的时候，sys_brk收缩线性区的时候，它不仅释放了内表所映射的物理内存还把空间页表项。PMD所占的内存释放掉了。内核这样处理是为了效率考虑的。
另外，sys_brk在扩展线性区的时候，仅分配了一个允许进程使用的合法的线性地址，等到真正要使用的时候再给其映射具体的内存，这在操作系统设计里也叫请求调页。等到下节分析缺页异常的时候，再来详细讨论
