分类: LINUX
2014-04-17 15:18:20
进程地址空间也就是每个进程所使用的内存,内核对进程地址空间的管理,也就是对用户空间程序的内存管理。
主要内容:
地址空间就是每个进程所能访问的内存地址范围。
这个地址范围不是真实的,是虚拟地址的范围,有时甚至会超过实际物理内存的大小。
现代的操作系统中进程都是在保护模式下运行的,地址空间其实是操作系统给进程用的一段连续的虚拟内存空间。
地址空间最终会通过页表映射到物理内存上,因为内核操作的是物理内存。
虽然地址空间的范围很大,但是进程也不一定有权限访问全部的地址空间(一般都是只能访问地址空间中的一些地址区间),
进程能够访问的那些合法地址区间也称为 内存区域(memory areas)。
进程如果访问了有效内存区域以外的内容就会报 “段错误” 信息。
内存区域中主要包含以下信息:
注:bss是 block started by symbol 的缩写。
linux中内存相关的概念稍微整理了一下,供参考:
英文 |
含义 |
SIZE | 进程映射的内存大小,这不是进程实际使用的内存大小 |
RSS(Resident set size) | 实际驻留在“内存”中的内存大小,不包含已经交换出去的内存 |
SHARE | RSS中与其他进程共享的内存大小 |
VMSIZE | 进程占用的总地址空间,包含没有映射到内存中的页 |
Private RSS | 仅由进程单独占用的RSS,也就是进程实际占用的内存 |
linux中的进程地址空间是用 mm_struct 来表示的,定义在文件
下面对其中一些关键的属性进行了注释,有些属性我也不是很了解......
struct mm_struct {
struct vm_area_struct * mmap; /* [内存区域]链表 */
struct rb_root mm_rb; /* [内存区域]红黑树 */
struct vm_area_struct * mmap_cache; /* 最近一次访问的[内存区域] */
unsigned long (*get_unmapped_area) (struct file *filp, unsigned long addr, unsigned long len, unsigned long pgoff, unsigned long flags); /* 获取指定区间内一个还未映射的地址,出错时返回错误码 */
void (*unmap_area) (struct mm_struct *mm, unsigned long addr); /* 取消地址 addr 的映射 */
unsigned long mmap_base; /* 地址空间中可以用来映射的首地址 */
unsigned long task_size; /* 进程的虚拟地址空间大小 */
unsigned long cached_hole_size; /* 如果不空的话,就是 free_area_cache 后最大的空洞 */
unsigned long free_area_cache; /* 地址空间的第一个空洞 */
pgd_t * pgd; /* 页全局目录 */
atomic_t mm_users; /* 使用地址空间的用户数 */
atomic_t mm_count; /* 实际使用地址空间的计数, (users count as 1) */
int map_count; /* [内存区域]个数 */
struct rw_semaphore mmap_sem; /* 内存区域信号量 */
spinlock_t page_table_lock; /* 页表锁 */
struct list_head mmlist; /* 所有地址空间形成的双向链表,链表首元素是init_mm内存描述符,代表init进程地址空间,操作该链表时用mmlist_lock锁来防止并发访问,锁定义在文件kernel/fork.c中 */
/* Special counters, in some configurations protected by the * page_table_lock, in other configurations by being atomic. */
mm_counter_t _file_rss; mm_counter_t _anon_rss; unsigned long hiwater_rss; /* High-watermark of RSS usage */
unsigned long hiwater_vm; /* High-water virtual memory usage */
unsigned long total_vm, locked_vm, shared_vm, exec_vm; unsigned long stack_vm, reserved_vm, def_flags, nr_ptes; unsigned long start_code, end_code, start_data, end_data; /* 代码段,数据段的开始和结束地址 */
unsigned long start_brk, brk, start_stack; /* 堆的首地址,尾地址,进程栈首地址 */
unsigned long arg_start, arg_end, env_start, env_end; /* 命令行参数,环境变量首地址,尾地址 */
unsigned long saved_auxv[AT_VECTOR_SIZE]; /* for /proc/PID/auxv */
struct linux_binfmt *binfmt; cpumask_t cpu_vm_mask; /* Architecture-specific MM context */
mm_context_t context; /* Swap token stuff */
/* * Last value of global fault stamp as seen by this process. * In other words, this value gives an indication of how long * it has been since this task got the token. * Look at mm/thrash.c */
unsigned int faultstamp; unsigned int token_priority; unsigned int last_interval; unsigned long flags; /* Must use atomic bitops to access the bits */
struct core_state *core_state; /* coredumping support */
#ifdef CONFIG_AIO
spinlock_t ioctx_lock;
struct hlist_head ioctx_list;
#endif
#ifdef CONFIG_MM_OWNER
/* * "owner" points to a task that is regarded as the canonical * user/owner of this mm. All of the following must be true in * order for it to be changed: * * current == mm->owner * current->mm != mm * new_owner->mm == mm * new_owner->alloc_lock is held */
struct task_struct *owner;
#endif
#ifdef CONFIG_PROC_FS /* store ref to file /proc//exe symlink points to */
struct file *exe_file; unsigned long num_exe_file_vmas;
#endif
#ifdef CONFIG_MMU_NOTIFIER
struct mmu_notifier_mm *mmu_notifier_mm;
#endif
};
补充说明1: 上面的属性中,mm_users 和 mm_count 很容易混淆,这里特别说明一下:(下面的内容有网上查找的,也有我自己理解的)
mm_users 比较好理解,就是 mm_struct 被用户空间进程(线程)引用的次数。
如果进程A中创建了3个新线程,那么 进程A(这时候叫线程A也可以)对应的 mm_struct 中的 mm_users = 4
补充一点,linux中进程和线程几乎没有什么区别,就是看它是否共享进程地址空间,共享进程地址空间就是线程,反之就是进程。
所以,如果子进程和父进程共享了进程地址空间,那么父子进程都可以看做线程。如果父子进程没有共享进程地址空间,就是2个进程
mm_count 则稍微有点绕人,其实它记录就是 mm_struct 实际的引用计数。
简单点说,当 mm_users=0 时,并不一定能释放此 mm_struct,只有当 mm_count=0 时,才可以确定释放此 mm_struct
从上面的解释可以看出,可能引用 mm_struct 的并不只是用户空间的进程(线程)
当 mm_users>0 时, mm_count 会增加1, 表示有用户空间进程(线程)在使用 mm_struct。不管使用 mm_struct 的用户进程(线程)有几个, mm_count 都只是增加1。
也就是说,如果只有1个进程使用 mm_struct,那么 mm_users=1,mm_count也是 1。
如果有9个线程在使用 mm_struct,那么 mm_users=9,而 mm_count 仍然为 1。
那么 mm_count 什么情况下会大于 1呢?
当有内核线程使用 mm_struct 时,mm_count 才会再增加 1。
内核线程为何会使用用户空间的 mm_struct 是有其他原因的,这个后面再阐述。这里先知道内核线程使用 mm_struct 时也会导致 mm_count 增加 1。
在下面这种情况下,mm_count 就很有必要了:
补充说明2:为何内核线程会使用用户空间的 mm_struct?
对Linux来说,用户进程和内核线程都是task_struct的实例,
唯一的区别是内核线程是没有进程地址空间的(内核线程使用的内核地址空间),内核线程的mm描述符是NULL,即内核线程的tsk->mm域是空(NULL)。
内核调度程序在进程上下文的时候,会根据tsk->mm判断即将调度的进程是用户进程还是内核线程。
但是虽然内核线程不用访问用户进程地址空间,但是仍然需要页表(使用地址空间中和内核内存相关的信息)来访问内核自己的空间。
而任何用户进程来说,他们的内核空间都是100%相同的,所以内核会借用上一个被调用的用户进程的mm_struct中的页表来访问内核地址,这个mm_struct就记录在active_mm。
简而言之就是,对于内核线程,tsk->mm == NULL表示自己内核线程的身份,而tsk->active_mm是借用上一个用户进程的mm_struct,用mm_struct的页表来访问内核空间。
对于用户进程,tsk->mm == tsk->active_mm。
补充说明3:除了 mm_users 和 mm_count 之外,还有 mmap 和 mm_rb 需要说明以下:
其实 mmap 和 mm_rb 都是保存此 进程地址空间中所有的内存区域(VMA)的,前者是以链表形式存放,用于简单、高效地遍历所有元素,后者以红黑树形式存放,适合搜索指定元素。
用2种数据结构组织同一种数据是为了便于对VMA进行高效的操作。
1. 分配进程地址空间
fork()函数利用copy_mm()函数复制父进程的内存描述符。
参考 kernel/fork.c 中的宏 allocate_mm
#define allocate_mm() (kmem_cache_alloc(mm_cachep, GFP_KERNEL)) #define free_mm(mm) (kmem_cache_free(mm_cachep, (mm)))
每一个进程有唯一的进程描述符实体,即唯一的进程地址空间。
线程共享进程地址空间CLONE_VM。
其实分配进程地址空间时,都是从slab高速缓存中分配的,可以通过 /proc/slabinfo 查看 mm_struct 的高速缓存
# cat /proc/slabinfo | grep mm_struct mm_struct 35 45 1408 5 2 : tunables 24 12 8 : slabdata 9 9 0
2. 撤销进程地址空间
参考 kernel/exit.c 中的 exit_mm() 函数
该函数会调用 mmput() 函数减少 mm_users 的值,
当 mm_users=0 时,调用 mm_drop() 函数, 减少 mm_count 的值,
如果 mm_count=0,那么调用 free_mm 宏,通过kmem_cache_free()将 mm_struct 还给 mm_cachep slab高速缓存
3. 查看进程占用的内存:
cat /proc//maps 或者 pmap PID
内存区域在linux中也被称为虚拟内存区域(VMA),它其实就是进程地址空间上一段连续的独立内存范围。
VMA的定义也在
struct vm_area_struct {
struct mm_struct * vm_mm; /* 相关的 mm_struct 结构体 */
unsigned long vm_start; /* 内存区域首地址 */
unsigned long vm_end; /* 内存区域尾地址 */
/* linked list of VM areas per task, sorted by address */
struct vm_area_struct *vm_next, *vm_prev; /* VMA链表 */
pgprot_t vm_page_prot; /* 访问控制权限 */
unsigned long vm_flags; /* 标志 */
struct rb_node vm_rb; /* 树上的VMA节点 */
/* * For areas with an address space and backing store, * linkage into the address_space->i_mmap prio tree, or * linkage to the list of like vmas hanging off its node, or * linkage of vma in the address_space->i_mmap_nonlinear list. */
union {
struct {
struct list_head list;
void *parent; /* aligns with prio_tree_node parent */
struct vm_area_struct *head; } vm_set;
struct raw_prio_tree_node prio_tree_node; } shared;
/* * A file's MAP_PRIVATE vma can be in both i_mmap tree and anon_vma * list, after a COW of one of the file pages. A MAP_SHARED vma * can only be in the i_mmap tree. An anonymous MAP_PRIVATE, stack * or brk vma (with NULL file) can only be in an anon_vma list. */
struct list_head anon_vma_node; /* Serialized by anon_vma->lock */
struct anon_vma *anon_vma; /* Serialized by page_table_lock */
/* Function pointers to deal with this struct. */
const struct vm_operations_struct *vm_ops; /* Information about our backing store: */
unsigned long vm_pgoff; /* Offset (within vm_file) in PAGE_SIZE units, *not* PAGE_CACHE_SIZE */
struct file * vm_file; /* File we map to (can be NULL). */
void * vm_private_data; /* was vm_pte (shared mem) */
unsigned long vm_truncate_count;/* truncate_count or restart_addr */
#ifndef CONFIG_MMU
struct vm_region *vm_region; /* NOMMU mapping region */
#endif
#ifdef CONFIG_NUMA
struct mempolicy *vm_policy; /* NUMA policy for the VMA */
#endif
};
这个结构体各个字段的英文注释都比较详细,就不一一翻译了。
每个虚拟内存描述符都对应于进程地址空间中唯一的区间,同一进程地址空间的不同虚拟内存空间不能重叠。
上述属性中的 vm_flags 标识了此VM 对 VMA和页面的影响:vm_flags包含了内存区域中每个页面的信息,或内存区域的整体信息。
vm_flags 的宏定义参见
标志 |
对VMA及其页面的影响 |
VM_READ | 页面可读取 |
VM_WRITE | 页面可写 |
VM_EXEC | 页面可执行 |
VM_SHARED | 页面可共享,共享映射:内存区域多进程间共享;反之,你一个进程使用该映射,为私有映射 |
VM_MAYREAD | VM_READ 标志可被设置 |
VM_MAYWRITER | VM_WRITE 标志可被设置 |
VM_MAYEXEC | VM_EXEC 标志可被设置 |
VM_MAYSHARE | VM_SHARE 标志可被设置 |
VM_GROWSDOWN | 区域可向下增长 |
VM_GROWSUP | 区域可向上增长 |
VM_SHM | 区域可用作共享内存 |
VM_DENYWRITE | 区域映射一个不可写文件 |
VM_EXECUTABLE | 区域映射一个可执行文件 |
VM_LOCKED | 区域中的页面被锁定 |
VM_IO |
区域映射设备I/O空间,driver用mmap()进行I/O空间映射时设置,并不能包含任何进程的core dump |
VM_SEQ_READ | 页面可能会被连续访问 |
VM_RAND_READ | 页面可能会被随机访问 |
VM_DONTCOPY | 区域不能在 fork() 时被拷贝 |
VM_DONTEXPAND | 区域不能通过 mremap() 增加 |
VM_RESERVED | 区域不能被换出 |
VM_ACCOUNT | 该区域时一个记账 VM 对象 |
VM_HUGETLB | 区域使用了 hugetlb 页面 |
VM_NONLINEAR | 该区域是非线性映射的 |
vm_area_struct 结构体定义中有个 vm_ops 属性,其中定义了内核操作 VMA 的方法
/* * These are the virtual MM functions - opening of an area, closing and * unmapping it (needed to keep files on disk up-to-date etc), pointer * to the functions called when a no-page or a wp-page exception occurs. */
struct vm_operations_struct {
void (*open)(struct vm_area_struct * area); /* 指定内存区域加入到一个地址空间时,该函数被调用 */
void (*close)(struct vm_area_struct * area); /* 指定内存区域从一个地址空间删除时,该函数被调用 */
int (*fault)(struct vm_area_struct *vma, struct vm_fault *vmf); /* 当没有出现在物理页面中的内存被访问时,该函数被调用 */
/* 当一个之前只读的页面变为可写时,该函数被调用,如果此函数出错,将导致一个 SIGBUS 信号 */
int (*page_mkwrite)(struct vm_area_struct *vma, struct vm_fault *vmf);
/* 当 get_user_pages() 调用失败时, 该函数被 access_process_vm() 函数调用 */
int (*access)(struct vm_area_struct *vma, unsigned long addr, void *buf, int len, int write); #ifdef CONFIG_NUMA
/* * set_policy() op must add a reference to any non-NULL @new mempolicy * to hold the policy upon return. Caller should pass NULL @new to * remove a policy and fall back to surrounding context--i.e. do not * install a MPOL_DEFAULT policy, nor the task or system default * mempolicy. */
int (*set_policy)(struct vm_area_struct *vma, struct mempolicy *new);
/* * get_policy() op must add reference [mpol_get()] to any policy at * (vma,addr) marked as MPOL_SHARED. The shared policy infrastructure * in mm/mempolicy.c will do this automatically. * get_policy() must NOT add a ref if the policy at (vma,addr) is not * marked as MPOL_SHARED. vma policies are protected by the mmap_sem. * If no [shared/vma] mempolicy exists at the addr, get_policy() op * must return NULL--i.e., do not "fallback" to task or system default * policy. */
struct mempolicy *(*get_policy)(struct vm_area_struct *vma,unsigned long addr);
int (*migrate)(struct vm_area_struct *vma, const nodemask_t *from, const nodemask_t *to, unsigned long flags);
#endif
};
除了以上的操作之外,还有一些辅助函数来方便内核操作内存区域。
这些辅助函数都可以在
1. 查找地址空间
/* Look up the first VMA which satisfies addr < vm_end, NULL if none. */
extern struct vm_area_struct * find_vma(struct mm_struct * mm, unsigned long addr);
extern struct vm_area_struct * find_vma_prev(struct mm_struct * mm, unsigned long addr, struct vm_area_struct **pprev);
/* Look up the first VMA which intersects the interval start_addr..end_addr-1,NULL if none. Assume start_addr < end_addr. */
static inline struct vm_area_struct * find_vma_intersection(struct mm_struct * mm, unsigned long start_addr, unsigned long end_addr) { struct vm_area_struct * vma = find_vma(mm,start_addr);
if (vma && end_addr <= vma->vm_start) vma = NULL; return vma; }
2. 创建地址区间
内核使用do_mmap()函数创建一个新的虚拟内存空间(VMA)及线性地址区间,若新创建的VMA与一个已经存在的地址区间相邻,则两区间合并。新VMA加入到进程地址空间中。
static inline unsigned long do_mmap(struct file *file, unsigned long addr,unsigned long len, unsigned long prot, unsigned long flag, unsigned long offset) { unsigned long ret = -EINVAL;
if ((offset + PAGE_ALIGN(len)) < offset)
goto out;
if (!(offset & ~PAGE_MASK)) ret = do_mmap_pgoff(file, addr, len, prot, flag, offset >> PAGE_SHIFT); out: return ret; }
若file参数为NULL并且offset参数也是0,则映射没有和文件相关,称作匿名映射(anonymous mapping),如果指定了文件名和偏移量,这称为文件映射(file-backed mapping)
addr:可选参数,指定搜索空闲区域起始位置;prot内存区域中页面的访问权限
内核从vm_area_cachep长字节slab缓存中分配一个vm_area_struct结构体,并使用vma_link()函数将新分配的内存区域添加到地址空间的内存区域链表和红-黑书中,随后更新内存描述符中total_vm域,然后才返回新分配的地址区间的初始地址。
mmap()系统调用do_mmap()功能,void * mmap2(void *start, size_t length,int prot,int flags,int fd,off_t pgoff)
3. 删除地址区间
extern int do_munmap(struct mm_struct *, unsigned long, size_t);
int munmap(void *start, size_t length);
地址空间中的地址都是虚拟内存中的地址,而CPU需要操作的是物理内存,所以需要一个将虚拟地址映射到物理地址的机制。
这个机制就是页表,linux中使用3级页面来完成虚拟地址到物理地址的转换。
1. PGD - 全局页目录,包含一个 pgd_t 类型数组,多数体系结构中 pgd_t 类型就是一个无符号长整型
2. PMD - 中间页目录,它是个 pmd_t 类型数组
3. PTE - 简称页表,包含一个 pte_t 类型的页表项,该页表项指向物理页面
搜索页表的工作多是有硬件完成的,每个进程都有自己的页表,操作和检索页表必须使用page_table_lock锁,在mm_struct中,以防止竞争条件;TLB。
虚拟地址 - 页表 - 物理地址的关系如下图: