趣谈Linux操作系统学习笔记：第二十五讲

一、mmap原理

在虚拟内存空间那一节，我们知道，每一个进程都有一个列表vm_area_struct，指向虚拟地址空间的不同内存块，这个变量名字叫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) */

其实内存映射不仅仅是物理内存和虚拟内存之间的映射，还包括将文件中的内容映射到虚拟内存空间，这个时候访问内存空间就能够访问到文件里面的数据。

而仅有物理内存和虚拟内存的映射是一种特殊情况

1、mmap系统调用

1、如何分配一大块内存

如果申请一大块内存就用mmap，mmap是映射内存空间到物理内存

另外，如果一个进程想映射一个文件到自己的虚拟内存空间，也要通过mmap系统调用这个时候mmap是映射内存空间到物理内存再到文件。可见mmap这个系统调用时核心，

2、我们现在来看mmap这个系统调用

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会传进来一个文件描述符，并且mmap_pgoff里面通过fget函数，根据文件描述符获得struct file、struct file表示打开一个文件

接下来的调用链是：

这里主要干了两件事情

1、调用 get_unmapped_area 找到一个没有映射的区域

2、调用 mmap_region 映射这个区域。

3、我们先来看 get_unmapped_area 函数。

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、我们再来看 mmap_region 函数，看它如何映射这个虚拟内存区域

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、还记得咱们刚找到了虚拟内存区域的前一个 vm_area_struct，我们首先要看，是否能够基于它进行扩展，也即调用 vma_merge，和前一个 vm_area_struct 合并到一起。

2、如果不能，就需要调用 kmem_cache_zalloc，在 Slub 里面创建一个新的 vm_area_struct对象，设置起始和结束位置，将它加入队列。如果是映射到文件，则设置 vm_file 为目标文件，

　　调用 call_mmap。其实就是调用 file_operations 的 mmap 函数

3、对于 ext4 文件系统，调用的是 ext4_file_mmap。从这个函数的参数可以看出，这一刻文件和内存开始发生关系了。这里我们将vm_area_struct 的内存操作设置为文件系统操作，也就是说，

　　读写内存其实就是读写文件系统。

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、我们再回到 mmap_region 函数。

最终，vma_link 函数将新创建的 vm_area_struct 挂在了 mm_struct 里面的红黑树上。

这个时候，从内存到文件的映射关系，至少要在逻辑层面建立起来。那从文件到内存的映射关系呢？vma_link 还做了另外一件事情，就是 __vma_link_file。这个东西要用于建立这层映射关系。

对于打开的文件，会有一个结构 struct file 来表示。它有个成员指向 struct address_space 结构，这里面有棵变量名为 i_mmap 的红黑树，vm_area_struct 就挂在这棵树上。

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);
	}

到这里，内存映射的内容要告一段落，你可能会困惑，好像还没有和物理内存法神过任何关系、还是在虚拟内存里面折腾呀？对的，因为到目前为止，我们还没有开始真正访问内存呀！

这个时候，内存管理并不直接分配物理内存，因为物理内存相对于虚拟地址空间太宝贵了，只要等你真正用的那一刻才会开始分配

二、用户态缺页异常

一旦开始访问虚拟内存的某个地址，如果我们发现，并没有对应的物理页，那就出发缺页中断，调用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，先要判断缺页中断是否发生在内核，如果发生在内核则调用vmalloc_fault，这就是和咱们前面学过的虚拟内存的布局对应上了

2、在内核里面，vmalloc区域需要内核页表映射到物理页，咱们这里把内核的这部分放放，接着看用户空间的部分

3、接下来在用户空间里面，找到你访问的那个地址所在的区域 vm_area_struct，然后调用 handle_mm_fault 来映射这个区域。

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);
}

到这里，终于看到了我们熟悉的 PGD、P4G、PUD、PMD、PTE，这就是前面讲页表的时候，讲述的四级页表的概念，因为暂且不考虑五级页表，我们暂时忽略P4G

1、pgd_t 用于全局页目录项，pud_t 用于上层页目录项，pmd_t 用于中间页目录项，pte_t 用于直接页表项。

2、每个进程都有独立的地址空间，为了这个进程独立完成映射，每个进程都有独立的进程页表，这个页表的最顶级的 pgd 存放在 task_struct 中的 mm_struct 的 pgd变量里面

3、在一个进程新创建的时候，会调用 fork，对于内存的部分会调用 copy_mm，里面调用 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;
}

在这里，除了创建一个新的 mm_struct，并且通过 memcpy 将它和父进程的弄成一模一样之外，我们还需要调用 mm_init 进行初始化。接下来，

mm_init 调用 mm_alloc_pgd，分配全局、页目录项，赋值给 mm_struct 的 pdg 成员变量。

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，还做了很重要的一个事情，就是调用 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 为什么要将虚拟地址转换为物理地址？

因为cr3存放的是物理地址，只有将虚拟地址转换为物理地址才能加载到 cr3 里面去

3、load_new_mm_cr3将虚拟地址转换为虚拟地址的调用链

4、地址转换的过程无需进入内核态

5、触发缺页异常调用链

只有访问内存的时候发现没有映射多物理内存，页表也没有创建过，才触发缺页异常

绕了一大圈，终于将页表整个机制的各个部分串了起来。但是咱们的故事还没讲完，物理的内存、还没找到。我们还得接着分析 handle_pte_fault 的实现。

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);
......
}

匿名页调用

这个函数你还记得吗？就是咱们伙伴系统的核心函数，专门用来分配物理页面的。do_anonymous_page 接下来要调用 mk_pte，将页表项指向新分配的物理页，set_pte_at 会将页表项塞到页表里面。

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);
......
}

第二种情况映射到文件 do_fault，最终我们会调用 __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;
	}
......
}

这里调用了struct vm_operations_struct vm_ops的fault函数，还记得咱们上面用mmap映射文件的时候，对于ext4文件系统，vm_ops指向了ext4_file_vm_ops也就是调用了函数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里面的逻辑我们很容易就能读懂，vm_file就是咱们当时mmap的时候映射的那个文件，然后我们需要调用filemap_fault

对于文件映射来说，一般这个文件会在物理内存里面有页面作为它的缓存，find_get_page就是找那个页，如果找到了，就调用，预读一些数据到内存里面；如果没有，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、如果没有物理内存中的缓存页

2、那我们就调用 page_cach—_read

3、在这里显示分配一个缓存页

4、将这一页加到 lru 表里面

5、然后在 address_space 中调用 aaddress_space_operations 的readpage 函数，将文件内容读到内存中。address_space 的作用咱们上面也介绍过了。

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对于 ext4 文件系统的定义如下所示。这么说来，

上面的 readpage 调用的其实是 ext4_readage。因为我们还没讲到文件系统，这里我们不详细介绍

ext4_readpage 具体干了什么。你只要知道，最后会调用 ext4_read_inline_page，这里面有部分逻辑和内存映射有关就行了。

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、为什么要在内核里面映射一把？

1、在 ext4_read_inline_page 函数里，我们需要先调用 kmap_atomic，将物理内存映射到内核的虚拟地址空间，得到内核中的地址kaddr

2、kaddr它是用来做临时内核映射的。本来把物理内存映射到用户虚拟地址空间，不需要在内核里面映射一把。

但是，现在因为要从文件里面读取数据并写入这个物理页面，又不能使用物理地址，

我们只能使用虚拟地址，这就需要在内核里面临时映射一把。临时映射后，ext4_read_inline_data 读取文件到这个虚拟地址。读取完毕后，我们取消这个临时映射 kunmap_atomic 就行了。

我们再来看第三种情况，do_swap_page。之前我们讲过物理内存管理，你这里可以回忆一下。如果长时间不用，就要换出到硬盘，

也就是 swap，现在这部分数据又要访问了，我们还得想办法再读到内存中来。

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函数会先查找 swap 文件有没有缓存页。

2、如果没有，就调用swapin_readahead，将 swap 文件读到内存中来，形成内存页，并通过 mk_pte 生成页表项。

3、set_pte_at 将页表项插入页表，将 swap 文件清理。因为重新加载回内存了，不再需要 swap 文件了。

4、swapin_readahead 会最终调用 swap_readpage，在这里，我们看到了熟悉的readpage 函数，也就是说读取普通文件和读取 swap 文件，

过程是一样的，同样需要用 kmap_atomickmap_atomic 做临时映射。

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;
	}
......
}

通过上面复杂的过程，用户缺页异常处理完毕了，物理内存中有了页面，页表也建立好了映射，接下来用户程序在虚拟内存空间里面，可以通过虚拟地址顺利经过页表映射的访问物理页面上的数据了

为了加快映射速度，我们不需要每次从虚拟地址到物理地址都转换走一遍页表

1、页表一般都很大，只能存放在内存中，操作系统每次访问内存要折腾两步

1、先通过查询页表得到物理地址

2、然后访问该物理地址读取指令、数据

2、TLB 页表的 Cache

为了提高映射速度，我们引入了TLB（Translation Lookaside Buffer）我们经常称为快表，专门用来做地址映射的硬件设备。

它不在内存中、可存储的数据比较少，但是比内存要快。所以，我们可以想象，TLB 就是页表的 Cache，其中存储了当前最可能被访问到的页表项，其内容是部分页表项的一个副本。

3、有了 TLB 之后，地址映射的过程就像图中画的

1、我们先查块表，块表中有映射关系，然后直接转换为物理地址。
2、如果在 TLB 查不到映射关系时，才会到内存中查询页表。

总结时刻

用户态的内存映射机制，我们解析的差不多了，我们来总结一下，用户态的内存映射机制包含以下几个部分
用户态内存映射函数 mmap，包括用它来做匿名映射和文件映射...
用户态的页表结构，存储位置在 mm_struct 中。
在用户态访问没有映射的内存会引发缺页异常，分配物理页表，补齐页表。如果是匿名映射则
分配物理内存；如果是 swap，则将 swap 文件读入；如果是文件映射，则将文件读入