LINUX内存管理之页式管理缺页管理

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我是靠谱客的博主顺心月亮，最近开发中收集的这篇文章主要介绍LINUX内存管理之页式管理缺页管理，觉得挺不错的，现在分享给大家，希望可以做个参考。

概述

也许是LINUX操作系统最难的部分，太抽象。

页框：分页单元把所有的RAM分成固定长度的页框。页框是主存的一部分，因此也是一个存储区域。
页：每一个页框包含一个页。所以页框和页的长度一致。只是一个数据块，可以放在任何页框或者磁盘中。
页目录表和页表：线性地址的转换分两步完成，每一步都基于一种转换表，第一种转换表称为页目录表（page directory）；第二种转换表称为页表（page table）
这里写图片描述
图片取自《深入理解linux》
`
页表目录的每一项：写页表的物理地址/4K
页表的每一项：写页的物理地址/4K
如果0xC0010000页地址映射到0x00010000页框

在页表目录物理地址偏移的0b110000000000(0xC00)处写页表物理地址/4K
然后在页表物理地址/4K偏移0b0001000000处写页的物理地址/4K

do_page_fault
	=>if (!user_mode(regs) && (address >= TASK_SIZE))
		return SIGSEGV;//如果是内核态，退出
	=>vma = find_vma(mm, address);
	if (vma->vm_start <= address)
		goto good_area;	
	=>ret = handle_mm_fault(mm, vma, address, is_write ? FAULT_FLAG_WRITE : 0);
		=>__set_current_state(TASK_RUNNING);
		=>pgd = pgd_offset(mm, address);
		pud = pud_alloc(mm, pgd, address);
		pmd = pmd_alloc(mm, pud, address);
		pte = pte_alloc_map(mm, pmd, address);
		=>return handle_pte_fault(mm, vma, address, pte, pmd, write_access);
			=>if (!pte_present(entry))//如果页面不在内存
				==>return do_linear_fault(mm, vma, address, pte, pmd, flags, entry);
					=>return __do_fault(mm, vma, address, pmd, pgoff, flags, orig_pte);
						=>page = alloc_page_vma(GFP_HIGHUSER_MOVABLE, vma, address);
						//#define GFP_HIGHUSER_MOVABLE	(__GFP_WAIT | __GFP_IO | //__GFP_FS | 
						//__GFP_HARDWALL | __GFP_HIGHMEM |  优先从高端内存分配
						//__GFP_MOVABLE)
							=>return __alloc_pages_nodemask(gfp, 0, zl, policy_nodemask(gfp, pol));//alloc_page_vma	- Allocate a page for a VMA.
			=>entry = pte_mkyoung(entry);//标记页面在内存里面
	=>bad_area://非法地址处理流程
	/* User mode accesses just cause a SIGSEGV */
	if (user_mode(regs)) {
		tsk->thread.cp0_badvaddr = address;
		tsk->thread.error_code = write;
		info.si_signo = SIGSEGV;
		info.si_errno = 0;
		/* info.si_code has been set above */
		info.si_addr = (void __user *) address;
		force_sig_info(SIGSEGV, &info, tsk);
			=>action = &t->sighand->action[sig-1];
			ignored = action->sa.sa_handler == SIG_IGN;
			blocked = sigismember(&t->blocked, sig);
			if (blocked || ignored) {
				action->sa.sa_handler = SIG_DFL;
				if (blocked) {
					sigdelset(&t->blocked, sig);
					recalc_sigpending_and_wake(t);
				}
			}
			if (action->sa.sa_handler == SIG_DFL)=
				t->signal->flags &= ~SIGNAL_UNKILLABLE;
			ret = specific_send_sig_info(sig, info, t);
				=>send_signal(sig, info, t, 0);
					=>__send_signal(sig, info, t, group, from_ancestor_ns);
						=>q = __sigqueue_alloc(sig, t, GFP_ATOMIC | __GFP_NOTRACK_FALSE_POSITIVE, override_rlimit);
						=>list_add_tail(&q->list, &pending->list);
						=>copy_siginfo(&q->info, info);
						=>signalfd_notify(t, sig);
						sigaddset(&pending->signal, sig);
						complete_signal(sig, t, group);
		return;
	}

ioremap
	=>__ioremap_caller(addr, size, _PAGE_NO_CACHE | _PAGE_GUARDED, __builtin_return_address(0));
		=>if ((v = p_mapped_by_tlbcam(p)))//如果是已经定义好的TLB1映射，那么返回TLB1映射的虚拟地址
			goto out;
		=>for (i = 0; i < size && err == 0; i += PAGE_SIZE)//如果不是TLB1映射，那么进行TLB0映射
			err = map_page(v+i, p+i, flags);
		=>out://返回虚拟地址
			return (void __iomem *) (v + ((unsigned long)addr & ~PAGE_MASK));

paging_init
	=>for (; v < end; v += PAGE_SIZE)
		map_page(v, 0, 0); /* XXX gross */
			=>pd = pmd_offset(pud_offset(pgd_offset_k(va), va), va);
			=>pg = pte_alloc_kernel(pd, va);

alloc_pages
	=>alloc_pages_node
		=>__alloc_pages(gfp_mask, order, node_zonelist(nid, gfp_mask));
			=>__alloc_pages_nodemask(gfp_mask, order, zonelist, NULL);
				=>page = get_page_from_freelist(gfp_mask|__GFP_HARDWALL, nodemask, order,
					zonelist, high_zoneidx, ALLOC_WMARK_LOW|ALLOC_CPUSET,
					preferred_zone, migratetype);
					=>page = buffered_rmqueue(preferred_zone, zone, order,
						gfp_mask, migratetype);
						=>page = __rmqueue(zone, order, migratetype);

用户态malloc最后调用的是sys_brk，在内核定义如下：
YSCALL_DEFINE1 mmap.c，在《linux内存管理之用户态内存管理》里面展开描述
内核线程没有自己独立的页表集，他们使用刚刚在CPU上执行的普通进程的页表集。其3_{4G的内核页表是共用的，而1}3G的普通页表对内核线程无意义。

powerpc MMU初始化

MMU_init
	=>total_lowmem = total_memory = memblock_end_of_DRAM() - memstart_addr;
	lowmem_end_addr = memstart_addr + total_lowmem;
	=>adjust_total_lowmem();// fsl booke特有，映射768M到TLB1的3个entry
		=>ram = min((phys_addr_t)__max_low_memory, (phys_addr_t)total_lowmem);
		=>__max_low_memory = map_mem_in_cams(ram, CONFIG_LOWMEM_CAM_NUM);//计算内存大小，为TLB1映射做准备
			=>for (i = 0; ram && i < max_cam_idx; i++) 
					settlbcam(i, virt, phys, cam_sz, PAGE_KERNEL_X, 0);//写寄存器，映射TLB1
	=>MMU_init_hw();
		=>flush_instruction_cache();//定义在archpowerpckernelmisc_32.S里面实现
				=>#elif CONFIG_FSL_BOOKE
						BEGIN_FTR_SECTION
							mfspr   r3,SPRN_L1CSR0
							ori     r3,r3,L1CSR0_CFI|L1CSR0_CLFC
							/* msync; isync recommended here */
							mtspr   SPRN_L1CSR0,r3
							isync
							blr
	=>mapin_ram(); 
		=>s = mmu_mapin_ram(top);
			=>tlbcam_addrs[tlbcam_index - 1].limit - PAGE_OFFSET + 1;
		=>__mapin_ram_chunk(s, top);//剩下的max_low_mem (768M)内存用TLB0映射,实际max_low_mem在TLB1已经映射，剩下0M，不需要在TLB0映射，也就是说s和top相等
			=>for (; s < top; s += PAGE_SIZE)
				map_page(v, p, f);

linux的GDT定义

DEFINE_PER_CPU_PAGE_ALIGNED(struct gdt_page, gdt_page) = { .gdt = {
#ifdef CONFIG_X86_64
	/*
	 * We need valid kernel segments for data and code in long mode too
	 * IRET will check the segment types  kkeil 2000/10/28
	 * Also sysret mandates a special GDT layout
	 *
	 * TLS descriptors are currently at a different place compared to i386.
	 * Hopefully nobody expects them at a fixed place (Wine?)
	 */
	[GDT_ENTRY_KERNEL32_CS]		= GDT_ENTRY_INIT(0xc09b, 0, 0xfffff),
	[GDT_ENTRY_KERNEL_CS]		= GDT_ENTRY_INIT(0xa09b, 0, 0xfffff),
	[GDT_ENTRY_KERNEL_DS]		= GDT_ENTRY_INIT(0xc093, 0, 0xfffff),
	[GDT_ENTRY_DEFAULT_USER32_CS]	= GDT_ENTRY_INIT(0xc0fb, 0, 0xfffff),
	[GDT_ENTRY_DEFAULT_USER_DS]	= GDT_ENTRY_INIT(0xc0f3, 0, 0xfffff),
	[GDT_ENTRY_DEFAULT_USER_CS]	= GDT_ENTRY_INIT(0xa0fb, 0, 0xfffff),
#else
	[GDT_ENTRY_KERNEL_CS]		= GDT_ENTRY_INIT(0xc09a, 0, 0xfffff),
	[GDT_ENTRY_KERNEL_DS]		= GDT_ENTRY_INIT(0xc092, 0, 0xfffff),
	[GDT_ENTRY_DEFAULT_USER_CS]	= GDT_ENTRY_INIT(0xc0fa, 0, 0xfffff),
	[GDT_ENTRY_DEFAULT_USER_DS]	= GDT_ENTRY_INIT(0xc0f2, 0, 0xfffff),
	/*
	 * Segments used for calling PnP BIOS have byte granularity.
	 * They code segments and data segments have fixed 64k limits,
	 * the transfer segment sizes are set at run time.
	 */
	/* 32-bit code */
	[GDT_ENTRY_PNPBIOS_CS32]	= GDT_ENTRY_INIT(0x409a, 0, 0xffff),
	/* 16-bit code */
	[GDT_ENTRY_PNPBIOS_CS16]	= GDT_ENTRY_INIT(0x009a, 0, 0xffff),
	/* 16-bit data */
	[GDT_ENTRY_PNPBIOS_DS]		= GDT_ENTRY_INIT(0x0092, 0, 0xffff),
	/* 16-bit data */
	[GDT_ENTRY_PNPBIOS_TS1]		= GDT_ENTRY_INIT(0x0092, 0, 0),
	/* 16-bit data */
	[GDT_ENTRY_PNPBIOS_TS2]		= GDT_ENTRY_INIT(0x0092, 0, 0),
	/*
	 * The APM segments have byte granularity and their bases
	 * are set at run time.  All have 64k limits.
	 */
	/* 32-bit code */
	[GDT_ENTRY_APMBIOS_BASE]	= GDT_ENTRY_INIT(0x409a, 0, 0xffff),
	/* 16-bit code */
	[GDT_ENTRY_APMBIOS_BASE+1]	= GDT_ENTRY_INIT(0x009a, 0, 0xffff),
	/* data */
	[GDT_ENTRY_APMBIOS_BASE+2]	= GDT_ENTRY_INIT(0x4092, 0, 0xffff),

	[GDT_ENTRY_ESPFIX_SS]		= GDT_ENTRY_INIT(0xc092, 0, 0xfffff),
	[GDT_ENTRY_PERCPU]		= GDT_ENTRY_INIT(0xc092, 0, 0xfffff),
	GDT_STACK_CANARY_INIT
#endif
} };

malloc成功，仅仅改变了某个vma，页表不会变，物理内存的分配也不会变
关于maps
进程A的PID可以通过ps命令查看到
然后通过
cat /proc/PID/maps | grep xxx
可以找到该进程映射的文件，包括so
可以参考文章
linux /proc/pid/maps 信息分析
http://blog.csdn.net/mldxs/article/details/16993315

这篇文章也不错
linux内存管理之sys_brk实现分析
SYSCALL_DEFINE1(brk, unsigned long, brk)
http://blog.csdn.net/beyondhaven/article/details/6636561
linux内存管理浅析
https://my.oschina.net/u/1458728/blog/207208

Linux内存管理原理
http://www.cnblogs.com/zhaoyl/p/3695517.html

linux内存管理
http://www.cnblogs.com/autum/archive/2012/10/12/linuxmalloc.html

Linux内存管理
http://blog.csdn.net/pi9nc/article/details/11016907

关于slab如何调用buddy，这篇文章讲得很好
Kernel那些事儿之内存管理(8) — Slab（中）
http://richardguo.blog.51cto.com/9343720/1675411

认真分析mmap：是什么为什么怎么用
http://www.cnblogs.com/huxiao-tee/p/4660352.html

每个程序员都应该了解的“虚拟内存”知识
http://blog.jobbole.com/36303/?utm_source=blog.jobbole.com&utm_medium=relatedPosts

pmtest6.asm
https://blog.csdn.net/u012323667/article/details/79400225

linux内核内存管理学习之一（基本概念，分页及初始化）
https://blog.csdn.net/goodluckwhh/article/details/9970845

Linux内核内存管理架构好文章
https://www.cnblogs.com/wahaha02/p/9392088.html

内存分页大小对性能的提升原理
http://www.360doc.com/content/14/0822/14/11253639_403814561.shtml

最后

以上就是顺心月亮为你收集整理的LINUX内存管理之页式管理缺页管理的全部内容，希望文章能够帮你解决LINUX内存管理之页式管理缺页管理所遇到的程序开发问题。

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本文分类：linux内核
浏览次数：77 次浏览
发布日期：2023-11-09 21:45:03
本文链接：https://www.kaopuke.com/article/k-p-k_13_u_23_o_14_fw_14_j_10_y.html

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