趣談Linux操作系統學習筆記：第二十五講

一、mmap原理

在虛擬內存空間那一節，我們知道，每一個進程都有一個列表vm_area_struct，指向虛擬地址空間的不同內存塊，這個變量名字叫mmap

struct mm_struct {
	struct vm_area_struct *mmap;		/* list of VMAs */
......
}


struct vm_area_struct {
	/*
	 * For areas with an address space and backing store,
	 * linkage into the address_space->i_mmap interval tree.
	 */
	struct {
		struct rb_node rb;
		unsigned long rb_subtree_last;
	} 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_chain; /* Serialized by mmap_sem &
					  * page_table_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 */
	struct file * vm_file;		/* File we map to (can be NULL). */
	void * vm_private_data;		/* was vm_pte (shared mem) */

其實內存映射不僅僅是物理內存和虛擬內存之間的映射，還包括將文件中的內容映射到虛擬內存空間，這個時候訪問內存空間就能夠訪問到文件里面的數據。

而僅有物理內存和虛擬內存的映射是一種特殊情況

1、mmap系統調用

1、如何分配一大塊內存

如果申請一大塊內存就用mmap，mmap是映射內存空間到物理內存

另外，如果一個進程想映射一個文件到自己的虛擬內存空間，也要通過mmap系統調用這個時候mmap是映射內存空間到物理內存再到文件。可見mmap這個系統調用時核心，

2、我們現在來看mmap這個系統調用

SYSCALL_DEFINE6(mmap, unsigned long, addr, unsigned long, len,
                unsigned long, prot, unsigned long, flags,
                unsigned long, fd, unsigned long, off)
{
......
        error = sys_mmap_pgoff(addr, len, prot, flags, fd, off >> PAGE_SHIFT);
......
}


SYSCALL_DEFINE6(mmap_pgoff, unsigned long, addr, unsigned long, len,
		unsigned long, prot, unsigned long, flags,
		unsigned long, fd, unsigned long, pgoff)
{
	struct file *file = NULL;
......
	file = fget(fd);
......
	retval = vm_mmap_pgoff(file, addr, len, prot, flags, pgoff);
	return retval;
}

如果映射到文件，fd會傳進來一個文件描述符，並且mmap_pgoff里面通過fget函數，根據文件描述符獲得struct file、struct file表示打開一個文件

接下來的調用鏈是：

這里主要干了兩件事情

1、調用 get_unmapped_area 找到一個沒有映射的區域

2、調用 mmap_region 映射這個區域。

3、我們先來看 get_unmapped_area 函數。

unsigned long
get_unmapped_area(struct file *file, unsigned long addr, unsigned long len,
		unsigned long pgoff, unsigned long flags)
{
	unsigned long (*get_area)(struct file *, unsigned long,
				  unsigned long, unsigned long, unsigned long);
......
	get_area = current->mm->get_unmapped_area;
	if (file) {
		if (file->f_op->get_unmapped_area)
			get_area = file->f_op->get_unmapped_area;
	} 
......
}

const struct file_operations ext4_file_operations = {
......
        .mmap           = ext4_file_mmap
        .get_unmapped_area = thp_get_unmapped_area,
};


unsigned long __thp_get_unmapped_area(struct file *filp, unsigned long len,
                loff_t off, unsigned long flags, unsigned long size)
{
        unsigned long addr;
        loff_t off_end = off + len;
        loff_t off_align = round_up(off, size);
        unsigned long len_pad;
        len_pad = len + size;
......
        addr = current->mm->get_unmapped_area(filp, 0, len_pad,
                                              off >> PAGE_SHIFT, flags);
        addr += (off - addr) & (size - 1);
        return addr;
}

 4、我們再來看 mmap_region 函數，看它如何映射這個虛擬內存區域

unsigned long mmap_region(struct file *file, unsigned long addr,
		unsigned long len, vm_flags_t vm_flags, unsigned long pgoff,
		struct list_head *uf)
{
	struct mm_struct *mm = current->mm;
	struct vm_area_struct *vma, *prev;
	struct rb_node **rb_link, *rb_parent;


	/*
	 * Can we just expand an old mapping?
	 */
	vma = vma_merge(mm, prev, addr, addr + len, vm_flags,
			NULL, file, pgoff, NULL, NULL_VM_UFFD_CTX);
	if (vma)
		goto out;


	/*
	 * Determine the object being mapped and call the appropriate
	 * specific mapper. the address has already been validated, but
	 * not unmapped, but the maps are removed from the list.
	 */
	vma = kmem_cache_zalloc(vm_area_cachep, GFP_KERNEL);
	if (!vma) {
		error = -ENOMEM;
		goto unacct_error;
	}


	vma->vm_mm = mm;
	vma->vm_start = addr;
	vma->vm_end = addr + len;
	vma->vm_flags = vm_flags;
	vma->vm_page_prot = vm_get_page_prot(vm_flags);
	vma->vm_pgoff = pgoff;
	INIT_LIST_HEAD(&vma->anon_vma_chain);


	if (file) {
		vma->vm_file = get_file(file);
		error = call_mmap(file, vma);
		addr = vma->vm_start;
		vm_flags = vma->vm_flags;
	} 
......
	vma_link(mm, vma, prev, rb_link, rb_parent);
	return addr;
.....

1、還記得咱們剛找到了虛擬內存區域的前一個 vm_area_struct，我們首先要看，是否能夠基於它進行擴展，也即調用 vma_merge，和前一個 vm_area_struct 合並到一起。

2、如果不能，就需要調用 kmem_cache_zalloc，在 Slub 里面創建一個新的 vm_area_struct對象，設置起始和結束位置，將它加入隊列。如果是映射到文件，則設置 vm_file 為目標文件，

　　調用 call_mmap。其實就是調用 file_operations 的 mmap 函數

3、對於 ext4 文件系統，調用的是 ext4_file_mmap。從這個函數的參數可以看出，這一刻文件和內存開始發生關系了。這里我們將vm_area_struct 的內存操作設置為文件系統操作，也就是說，

　　讀寫內存其實就是讀寫文件系統。

static inline int call_mmap(struct file *file, struct vm_area_struct *vma)
{
	return file->f_op->mmap(file, vma);
}


static int ext4_file_mmap(struct file *file, struct vm_area_struct *vma)
{
......
      vma->vm_ops = &ext4_file_vm_ops;
......
}

5、我們再回到 mmap_region 函數。

最終，vma_link 函數將新創建的 vm_area_struct 掛在了 mm_struct 里面的紅黑樹上。

這個時候，從內存到文件的映射關系，至少要在邏輯層面建立起來。那從文件到內存的映射關系呢？vma_link 還做了另外一件事情，就是 __vma_link_file。這個東西要用於建立這層映射關系。

對於打開的文件，會有一個結構 struct file 來表示。它有個成員指向 struct address_space 結構，這里面有棵變量名為 i_mmap 的紅黑樹，vm_area_struct 就掛在這棵樹上。

struct address_space {
	struct inode		*host;		/* owner: inode, block_device */
......
	struct rb_root		i_mmap;		/* tree of private and shared mappings */
......
	const struct address_space_operations *a_ops;	/* methods */
......
}


static void __vma_link_file(struct vm_area_struct *vma)
{
	struct file *file;


	file = vma->vm_file;
	if (file) {
		struct address_space *mapping = file->f_mapping;
		vma_interval_tree_insert(vma, &mapping->i_mmap);
	}

到這里，內存映射的內容要告一段落，你可能會困惑，好像還沒有和物理內存法神過任何關系、還是在虛擬內存里面折騰呀？對的，因為到目前為止，我們還沒有開始真正訪問內存呀！

這個時候，內存管理並不直接分配物理內存，因為物理內存相對於虛擬地址空間太寶貴了，只要等你真正用的那一刻才會開始分配

二、用戶態缺頁異常

一旦開始訪問虛擬內存的某個地址，如果我們發現，並沒有對應的物理頁，那就出發缺頁中斷，調用do_page_fault

dotraplinkage void notrace
do_page_fault(struct pt_regs *regs, unsigned long error_code)
{
	unsigned long address = read_cr2(); /* Get the faulting address */
......
	__do_page_fault(regs, error_code, address);
......
}


/*
 * This routine handles page faults.  It determines the address,
 * and the problem, and then passes it off to one of the appropriate
 * routines.
 */
static noinline void
__do_page_fault(struct pt_regs *regs, unsigned long error_code,
		unsigned long address)
{
	struct vm_area_struct *vma;
	struct task_struct *tsk;
	struct mm_struct *mm;
	tsk = current;
	mm = tsk->mm;


	if (unlikely(fault_in_kernel_space(address))) {
		if (vmalloc_fault(address) >= 0)
			return;
	}
......
	vma = find_vma(mm, address);
......
	fault = handle_mm_fault(vma, address, flags);
......

1、在do_page_fault里面，先要判斷缺頁中斷是否發生在內核，如果發生在內核則調用vmalloc_fault，這就是和咱們前面學過的虛擬內存的布局對應上了

2、在內核里面，vmalloc區域需要內核頁表映射到物理頁，咱們這里把內核的這部分放放，接着看用戶空間的部分

3、接下來在用戶空間里面，找到你訪問的那個地址所在的區域 vm_area_struct，然后調用 handle_mm_fault 來映射這個區域。

static int __handle_mm_fault(struct vm_area_struct *vma, unsigned long address,
		unsigned int flags)
{
	struct vm_fault vmf = {
		.vma = vma,
		.address = address & PAGE_MASK,
		.flags = flags,
		.pgoff = linear_page_index(vma, address),
		.gfp_mask = __get_fault_gfp_mask(vma),
	};
	struct mm_struct *mm = vma->vm_mm;
	pgd_t *pgd;
	p4d_t *p4d;
	int ret;


	pgd = pgd_offset(mm, address);
	p4d = p4d_alloc(mm, pgd, address);
......
	vmf.pud = pud_alloc(mm, p4d, address);
......
	vmf.pmd = pmd_alloc(mm, vmf.pud, address);
......
	return handle_pte_fault(&vmf);
}

到這里，終於看到了我們熟悉的 PGD、P4G、PUD、PMD、PTE，這就是前面講頁表的時候，講述的四級頁表的概念，因為暫且不考慮五級頁表，我們暫時忽略P4G

1、pgd_t 用於全局頁目錄項，pud_t 用於上層頁目錄項，pmd_t 用於中間頁目錄項，pte_t 用於直接頁表項。

2、每個進程都有獨立的地址空間，為了這個進程獨立完成映射，每個進程都有獨立的進程頁表，這個頁表的最頂級的 pgd 存放在 task_struct 中的 mm_struct 的 pgd變量里面

3、在一個進程新創建的時候，會調用 fork，對於內存的部分會調用 copy_mm，里面調用 dup_mm

/*
 * Allocate a new mm structure and copy contents from the
 * mm structure of the passed in task structure.
 */
static struct mm_struct *dup_mm(struct task_struct *tsk)
{
	struct mm_struct *mm, *oldmm = current->mm;
	mm = allocate_mm();
	memcpy(mm, oldmm, sizeof(*mm));
	if (!mm_init(mm, tsk, mm->user_ns))
		goto fail_nomem;
	err = dup_mmap(mm, oldmm);
	return mm;
}

在這里，除了創建一個新的 mm_struct，並且通過 memcpy 將它和父進程的弄成一模一樣之外，我們還需要調用 mm_init 進行初始化。接下來，

mm_init 調用 mm_alloc_pgd，分配全局、頁目錄項，賦值給 mm_struct 的 pdg 成員變量。

static inline int mm_alloc_pgd(struct mm_struct *mm)
{
	mm->pgd = pgd_alloc(mm);
	return 0;
}

pgd_alloc 里面除了分配 PDG 之外，還做了很重要的一個事情，就是調用 pgd_ctor

static void pgd_ctor(struct mm_struct *mm, pgd_t *pgd)
{
	/* If the pgd points to a shared pagetable level (either the
	   ptes in non-PAE, or shared PMD in PAE), then just copy the
	   references from swapper_pg_dir. */
	if (CONFIG_PGTABLE_LEVELS == 2 ||
	    (CONFIG_PGTABLE_LEVELS == 3 && SHARED_KERNEL_PMD) ||
	    CONFIG_PGTABLE_LEVELS >= 4) {
		clone_pgd_range(pgd + KERNEL_PGD_BOUNDARY,
				swapper_pg_dir + KERNEL_PGD_BOUNDARY,
				KERNEL_PGD_PTRS);
	}
......
}

1、pgd_ctor干了什么

2、load_new_mm_cr3 為什么要將虛擬地址轉換為物理地址？

因為cr3存放的是物理地址，只有將虛擬地址轉換為物理地址才能加載到 cr3 里面去

3、load_new_mm_cr3將虛擬地址轉換為虛擬地址的調用鏈

4、地址轉換的過程無需進入內核態

5、觸發缺頁異常調用鏈

只有訪問內存的時候發現沒有映射多物理內存，頁表也沒有創建過，才觸發缺頁異常

繞了一大圈，終於將頁表整個機制的各個部分串了起來。但是咱們的故事還沒講完，物理的內存、還沒找到。我們還得接着分析 handle_pte_fault 的實現。

static int handle_pte_fault(struct vm_fault *vmf)
{
	pte_t entry;
......
	vmf->pte = pte_offset_map(vmf->pmd, vmf->address);
	vmf->orig_pte = *vmf->pte;
......
	if (!vmf->pte) {
		if (vma_is_anonymous(vmf->vma))
			return do_anonymous_page(vmf);
		else
			return do_fault(vmf);
	}


	if (!pte_present(vmf->orig_pte))
		return do_swap_page(vmf);
......
}

匿名頁調用

這個函數你還記得嗎？就是咱們伙伴系統的核心函數，專門用來分配物理頁面的。do_anonymous_page 接下來要調用 mk_pte，將頁表項指向新分配的物理頁，set_pte_at 會將頁表項塞到頁表里面。

static int do_anonymous_page(struct vm_fault *vmf)
{
	struct vm_area_struct *vma = vmf->vma;
	struct mem_cgroup *memcg;
	struct page *page;
	int ret = 0;
	pte_t entry;
......
	if (pte_alloc(vma->vm_mm, vmf->pmd, vmf->address))
		return VM_FAULT_OOM;
......
	page = alloc_zeroed_user_highpage_movable(vma, vmf->address);
......
	entry = mk_pte(page, vma->vm_page_prot);
	if (vma->vm_flags & VM_WRITE)
		entry = pte_mkwrite(pte_mkdirty(entry));


	vmf->pte = pte_offset_map_lock(vma->vm_mm, vmf->pmd, vmf->address,
			&vmf->ptl);
......
	set_pte_at(vma->vm_mm, vmf->address, vmf->pte, entry);
......
}

第二種情況映射到文件 do_fault，最終我們會調用 __do_fault

int swap_readpage(struct page *page, bool do_poll)
{
	struct bio *bio;
	int ret = 0;
	struct swap_info_struct *sis = page_swap_info(page);
	blk_qc_t qc;
	struct block_device *bdev;
......
	if (sis->flags & SWP_FILE) {
		struct file *swap_file = sis->swap_file;
		struct address_space *mapping = swap_file->f_mapping;
		ret = mapping->a_ops->readpage(swap_file, page);
		return ret;
	}
......
}

這里調用了struct vm_operations_struct vm_ops的fault函數，還記得咱們上面用mmap映射文件的時候，對於ext4文件系統，vm_ops指向了ext4_file_vm_ops也就是調用了函數ext4_filemap_fault

static const struct vm_operations_struct ext4_file_vm_ops = {
	.fault		= ext4_filemap_fault,
	.map_pages	= filemap_map_pages,
	.page_mkwrite   = ext4_page_mkwrite,
};


int ext4_filemap_fault(struct vm_fault *vmf)
{
	struct inode *inode = file_inode(vmf->vma->vm_file);
......
	err = filemap_fault(vmf);
......
	return err;
}

ext4_filemap_fault里面的邏輯我們很容易就能讀懂，vm_file就是咱們當時mmap的時候映射的那個文件，然后我們需要調用filemap_fault

對於文件映射來說，一般這個文件會在物理內存里面有頁面作為它的緩存，find_get_page就是找那個頁，如果找到了，就調用，預讀一些數據到內存里面；如果沒有，就跳到no_cached_page

int filemap_fault(struct vm_fault *vmf)
{
	int error;
	struct file *file = vmf->vma->vm_file;
	struct address_space *mapping = file->f_mapping;
	struct inode *inode = mapping->host;
	pgoff_t offset = vmf->pgoff;
	struct page *page;
	int ret = 0;
......
	page = find_get_page(mapping, offset);
	if (likely(page) && !(vmf->flags & FAULT_FLAG_TRIED)) {
		do_async_mmap_readahead(vmf->vma, ra, file, page, offset);
	} else if (!page) {
		goto no_cached_page;
	}
......
	vmf->page = page;
	return ret | VM_FAULT_LOCKED;
no_cached_page:
	error = page_cache_read(file, offset, vmf->gfp_mask);
......
}

1、如果沒有物理內存中的緩存頁

2、那我們就調用 page_cach—_read

3、在這里顯示分配一個緩存頁

4、將這一頁加到 lru 表里面

5、然后在 address_space 中調用 aaddress_space_operations 的readpage 函數，將文件內容讀到內存中。address_space 的作用咱們上面也介紹過了。

static int page_cache_read(struct file *file, pgoff_t offset, gfp_t gfp_mask)
{
	struct address_space *mapping = file->f_mapping;
	struct page *page;
......
	page = __page_cache_alloc(gfp_mask|__GFP_COLD);
......
	ret = add_to_page_cache_lru(page, mapping, offset, gfp_mask & GFP_KERNEL);
......
	ret = mapping->a_ops->readpage(file, page);
......
}

struct address_space_operations對於 ext4 文件系統的定義如下所示。這么說來，

上面的 readpage 調用的其實是 ext4_readage。因為我們還沒講到文件系統，這里我們不詳細介紹

ext4_readpage 具體干了什么。你只要知道，最后會調用 ext4_read_inline_page，這里面有部分邏輯和內存映射有關就行了。

static const struct address_space_operations ext4_aops = {
	.readpage		= ext4_readpage,
	.readpages		= ext4_readpages,
......
};


static int ext4_read_inline_page(struct inode *inode, struct page *page)
{
	void *kaddr;
......
	kaddr = kmap_atomic(page);
	ret = ext4_read_inline_data(inode, kaddr, len, &iloc);
	flush_dcache_page(page);
	kunmap_atomic(kaddr);
......
}

1、為什么要在內核里面映射一把？

1、在 ext4_read_inline_page 函數里，我們需要先調用 kmap_atomic，將物理內存映射到內核的虛擬地址空間，得到內核中的地址kaddr

2、kaddr它是用來做臨時內核映射的。本來把物理內存映射到用戶虛擬地址空間，不需要在內核里面映射一把。

但是，現在因為要從文件里面讀取數據並寫入這個物理頁面，又不能使用物理地址，

我們只能使用虛擬地址，這就需要在內核里面臨時映射一把。臨時映射后，ext4_read_inline_data 讀取文件到這個虛擬地址。讀取完畢后，我們取消這個臨時映射 kunmap_atomic 就行了。

我們再來看第三種情況，do_swap_page。之前我們講過物理內存管理，你這里可以回憶一下。如果長時間不用，就要換出到硬盤，

也就是 swap，現在這部分數據又要訪問了，我們還得想辦法再讀到內存中來。

int do_swap_page(struct vm_fault *vmf)
{
	struct vm_area_struct *vma = vmf->vma;
	struct page *page, *swapcache;
	struct mem_cgroup *memcg;
	swp_entry_t entry;
	pte_t pte;
......
	entry = pte_to_swp_entry(vmf->orig_pte);
......
	page = lookup_swap_cache(entry);
	if (!page) {
		page = swapin_readahead(entry, GFP_HIGHUSER_MOVABLE, vma,
					vmf->address);
......
	} 
......
	swapcache = page;
......
	pte = mk_pte(page, vma->vm_page_prot);
......
	set_pte_at(vma->vm_mm, vmf->address, vmf->pte, pte);
	vmf->orig_pte = pte;
......
	swap_free(entry);
......
}

1、do_swap_page函數會先查找 swap 文件有沒有緩存頁。

2、如果沒有，就調用swapin_readahead，將 swap 文件讀到內存中來，形成內存頁，並通過 mk_pte 生成頁表項。

3、set_pte_at 將頁表項插入頁表，將 swap 文件清理。因為重新加載回內存了，不再需要 swap 文件了。

4、swapin_readahead 會最終調用 swap_readpage，在這里，我們看到了熟悉的readpage 函數，也就是說讀取普通文件和讀取 swap 文件，

過程是一樣的，同樣需要用 kmap_atomickmap_atomic 做臨時映射。

int swap_readpage(struct page *page, bool do_poll)
{
	struct bio *bio;
	int ret = 0;
	struct swap_info_struct *sis = page_swap_info(page);
	blk_qc_t qc;
	struct block_device *bdev;
......
	if (sis->flags & SWP_FILE) {
		struct file *swap_file = sis->swap_file;
		struct address_space *mapping = swap_file->f_mapping;
		ret = mapping->a_ops->readpage(swap_file, page);
		return ret;
	}
......
}

通過上面復雜的過程，用戶缺頁異常處理完畢了，物理內存中有了頁面，頁表也建立好了映射，接下來用戶程序在虛擬內存空間里面，可以通過虛擬地址順利經過頁表映射的訪問物理頁面上的數據了

為了加快映射速度，我們不需要每次從虛擬地址到物理地址都轉換走一遍頁表

1、頁表一般都很大，只能存放在內存中，操作系統每次訪問內存要折騰兩步

1、先通過查詢頁表得到物理地址

2、然后訪問該物理地址讀取指令、數據

2、TLB 頁表的 Cache

為了提高映射速度，我們引入了TLB（Translation Lookaside Buffer）我們經常稱為快表，專門用來做地址映射的硬件設備。

它不在內存中、可存儲的數據比較少，但是比內存要快。所以，我們可以想象，TLB 就是頁表的 Cache，其中存儲了當前最可能被訪問到的頁表項，其內容是部分頁表項的一個副本。

3、有了 TLB 之后，地址映射的過程就像圖中畫的

1、我們先查塊表，塊表中有映射關系，然后直接轉換為物理地址。
2、如果在 TLB 查不到映射關系時，才會到內存中查詢頁表。

總結時刻

用戶態的內存映射機制，我們解析的差不多了，我們來總結一下，用戶態的內存映射機制包含以下幾個部分
用戶態內存映射函數 mmap，包括用它來做匿名映射和文件映射...
用戶態的頁表結構，存儲位置在 mm_struct 中。
在用戶態訪問沒有映射的內存會引發缺頁異常，分配物理頁表，補齊頁表。如果是匿名映射則
分配物理內存；如果是 swap，則將 swap 文件讀入；如果是文件映射，則將文件讀入