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2015年(100)

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分类: LINUX

2015-06-18 22:01:27

http://www.cnblogs.com/wang_yb/p/3351599.html
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,也就是对用户态程序的内存管理。

主要内容

  • 地址空间(mm_struct)
  • 虚拟内存区域(VMA)
  • 地址空间和页表

 

1. 地址空间(mm_struct)

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地址区间也称为 内存区域。

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:

  • - 代码段(text section),即可执行文件代码的内存映射
  • - 数据段(data section),即可执行文件的已初始化全局变量的内存映射
  • - bss段的零页(页面信息全是0值),即未初始化全局变量的内存映射
  • - 进程用户空间栈的零页内存映射
  • - 进程使用的C库或者动态链接库等共享库的代码段,数据段和bss段的内存映射
  • - 任何内存映射文件
  • - 任何共享内存段
  • - 任何匿名内存映射,比如由 malloc() 分配的内存

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

 

1.1 mm_struct介绍

linux中的地址空间是用 mm_struct 来表示的。

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......

复制代码
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链表 */ /* 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 };
复制代码

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:

  • - 进程A启动,并申请了一个 mm_struct,此时 mm_users=1, mm_count=1
  • - 进程A中新建了2个线程,此时 mm_users=3, mm_count=1
  • - 内核调度发生,进程A及相关线程都被挂起,一个内核线程B 使用了进程A 申请的 mm_struct,此时 mm_users=3, mm_count=2
  • - CPU的另一个core调度了进程A及其线程,并且执行完了进程A及其线程的所有操作,也就是进程A退出了。此时 mm_users=0, mm_count=1
  •   在这里就看出 mm_count 的用处了,如果只有 mm_users 的话,这里 mm_users=0 就会释放 mm_struct,从而有可能导致 内核线程B 异常。
  • - 内核线程B 执行完成后退出,这时 mm_users=0,mm_count=0,可以安全释放 mm_struct 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,后者以红黑树形式存放。

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。

 

1.2 mm_struct操作

1. 分配进程地址空间

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)))

 

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 mmdropo() 函数, 减少 mm_count 的值,

如果 mm_count=0,那么调用 free_mm 宏,将 mm_struct 还给 slab高速缓存

 

3. 查看进程占用的内存:

cat /proc//maps
或者
pmap PID

 

2. 虚拟内存区域(VMA)

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内存范围。

 

2.1 VMA介绍

VMA的定义也在  中

复制代码
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 };
复制代码

 

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。

上述属性中的 vm_flags 标识了此VM 对 VMA和页面的影响:

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
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
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

 

2.2 VMA操作

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

复制代码
/* * 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 };
复制代码

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  中找到

1. 查找地址空间

复制代码
/* 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;
}
复制代码

 

2. 创建地址区间

复制代码
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;
}
复制代码

 

3. 删除地址区间

extern int do_munmap(struct mm_struct *, unsigned long, size_t);

 

3. 地址空间和页表

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

 

虚拟地址 - 页表 - 物理地址的关系如下图:

VM-PM


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