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调核人的blog

内核是如何管理内存的?

在仔细审视了进程的虚拟地址布局之后,让我们把目光转向内核以及其管理用户内存的机制。再次从gonzo图示开始:

Linux进程在内核中是由task_struct的实例来表示的,即进程描述符。task_struct的mm字段指向内存描述符(memory descriptor),即mm_struct,一个程序的内存的执行期摘要。它存储了上图所示的内存段的起止位置,进程所使用的物理内存页的数量rss表示Resident Set Size),虚拟内存空间的使用量,以及其他信息。我们还可以在内存描述符中找到用于管理程序内存的两个重要结构:虚拟内存区域集合(the set of virtual memory areas)及页表(page table)。Gonzo的内存区域如下图所示:

每一个虚拟内存区域(简称VMA)是一个连续的虚拟地址范围;这些区域不会交叠。一个vm_area_struct的实例完备的描述了一个内存区域,包括它的起止地址,决定访问权限和行为的标志位,还有vm_file字段,用于指出被映射的文件(如果有的话)。一个VMA如果没有映射到文件,则是匿名的(anonymous)。除memory mapping 段以外,上图中的每一个内存段(如:堆,栈)都对应于一个单独的VMA。这并不是强制要求,但在x86机器上经常如此。VMA并不关心它在哪一个段。

一个程序的VMA同时以两种形式存储在它的内存描述符中:一个是按起始虚拟地址排列的链表,保存在mmap字段;另一个是红黑树,根节点保存在mm_rb字段。红黑树使得内核可以快速的查找出给定虚拟地址所属的内存区域。当你读取文件/proc/pid_of_process/maps时,内核只须简单的遍历指定进程的VMA链表,并打印出每一项来即可。

在Windows中,EPROCESS块可以粗略的看成是task_struct和mm_struct的组合。VMA在Windows中的对应物时虚拟地址描述符(Virtual Address Descriptor),或简称VAD;它们保存在平衡树中(AVL tree)。你知道Windows和Linux最有趣的地方是什么吗?就是这些细小的不同点。

4GB虚拟地址空间被分割为许多(page)。x86处理器在32位模式下所支持的页面大小为4KB,2MB和4MB。Linux和Windows都使用4KB大小的页面来映射用户部分的虚拟地址空间。第0-4095字节在第0页,第4096-8191字节在第1页,以此类推。VMA的大小必须是页面大小的整数倍。下图是以4KB分页的3GB用户空间:

处理器会依照页表(page table)来将虚拟地址转换到物理内存地址。每个进程都有属于自己的一套页表;一旦进程发生了切换,用户空间的页表也会随之切换。Linux在内存描述符的pgd字段保存了一个指向进程页表的指针。每一个虚拟内存页在页表中都有一个与之对应的页表项(page table entry),简称PTE。它在普通的x86分页机制下,是一个简单的4字节记录,如下图所示:

Linux有一些函数可以用于读取设置PTE中的每一个标志。P位告诉处理器虚拟页面是否存在于(present)物理内存中。如果是0,访问这个页将触发页故障(page fault)。记住,当这个位是0时,内核可以根据喜好,随意的使用其余的字段。R/W标志表示读/写;如果是0,页面就是只读的。U/S标志表示用户/管理员;如果是0,则这个页面只能被内核访问。这些标志用于实现只读内存和保护内核空间。

D位和A位表示数据脏(dirty)和访问过(accessed)。脏表示页面被执行过写操作,访问过表示页面被读或被写过。这两个标志都是粘滞的:处理器只会将它们置位,之后必须由内核来清除。最后,PTE还保存了对应该页的起始物理内存地址,对齐于4KB边界。PTE中的其他字段我们改日再谈,比如物理地址扩展(Physical Address Extension)。

虚拟页面是内存保护的最小单元,因为页内的所有字节都共享U/S和R/W标志。然而,同样的物理内存可以被映射到不同的页面,甚至可以拥有不同的保护标志。值得注意的是,在PTE中没有对执行许可(execute permission)的设定。这就是为什么经典的x86分页可以执行位于stack上的代码,从而为黑客利用堆栈溢出提供了便利(使用return-to-libc和其他技术,甚至可以利用不可执行的堆栈)。PTE缺少不可执行(no-execute)标志引出了一个影响更广泛的事实:VMA中的各种许可标志可能会也可能不会被明确的转换为硬件保护。对此,内核可以尽力而为,但始终受到架构的限制。

虚拟内存并不存储任何东西,它只是将程序地址空间映射到底层的物理内存上,后者被处理器视为一整块来访问,称作物理地址空间(physical address space)。对物理内存的操作还与总线有点联系,好在我们可以暂且忽略这些并假设物理地址范围以字节为单位递增,从0到最大可用内存数。这个物理地址空间被内核分割为一个个(page frame)。处理器并不知道也不关心这些帧,然而它们对内核至关重要,因为页帧是物理内存管理的最小单元。Linux和Windows在32位模式下,都使用4KB大小的页帧;以一个拥有2GB RAM的机器为例:

在Linux中,每一个页帧都由一个描述符一些标志所跟踪。这些描述符合在一起,记录了计算机内的全部物理内存;可以随时知道每一个页帧的准确状态。物理内存是用buddy memory allocation技术来管理的,因此如果一个页帧可被buddy 系统分配,则它就是可用的(free)。一个被分配了的页帧可能是匿名的(anonymous),保存着程序数据;也可能是页缓冲的(page cache),保存着一个文件或块设备的数据。还有其他一些古怪的页帧使用形式,但现在先不必考虑它们。Windows使用一个类似的页帧编号(Page Frame Number简称PFN)数据库来跟踪物理内存。

让我们把虚拟地址区域,页表项,页帧放到一起,看看它们到底是怎么工作的。下图是一个用户堆的例子:

蓝色矩形表示VMA范围内的页,箭头表示页表项将页映射到页帧上。一些虚拟页并没有箭头;这意味着它们对应的PTE的存在位(Present flag)为0。形成这种情况的原因可能是这些页还没有被访问过,或者它们的内容被系统换出了(swap out)。无论那种情况,对这些页的访问都会导致页故障(page fault),即使它们处在VMA之内。VMA和页表的不一致看起来令人奇怪,但实际经常如此。

一个VMA就像是你的程序和内核之间的契约。你请求去做一些事情(如:内存分配,文件映射等),内核说“行”,并创建或更新适当的VMA。但它并非立刻就去完成请求,而是一直等到出现了页故障才会真正去做。内核就是一个懒惰,骗人的败类;这是虚拟内存管理的基本原则。它对大多数情况都适用,有些比较熟悉,有些令人惊讶,但这个规则就是这样:VMA记录了双方商定做什么,而PTE反映出懒惰的内核实际做了什么。这两个数据结构共同管理程序的内存;都扮演着解决页故障,释放内存,换出内存(swapping memory out)等等角色。让我们看一个简单的内存分配的例子:

当程序通过brk()系统调用请求更多的内存时,内核只是简单的更新堆的VMA,然后说搞好啦。其实此时并没有页帧被分配,新的页也并没有出现于物理内存中。一旦程序试图访问这些页,处理器就会报告页故障,并调用do_page_fault()。它会通过调用find_vma()搜索哪一个VMA含盖了产生故障的虚拟地址。如果找到了,还会根据VMA上的访问许可来比对检查访问请求(读或写)。如果没有合适的VMA,也就是说内存访问请求没有与之对应的合同,进程就会被处以段错误(Segmentation Fault)的罚单。

当一个VMA被找到后,内核必须处理这个故障,方式是察看PTE的内容以及VMA的类型。在我们的例子中,PTE显示了该页并不存在。事实上,我们的PTE是完全空白的(全为0),在Linux中意味着虚拟页还没有被映射。既然这是一个匿名的VMA,我们面对的就是一个纯粹的RAM事务,必须由do_anonymous_page()处理,它会分配一个页帧并生成一个PTE,将出故障的虚拟页映射到那个刚刚分配的页帧上。

事情还可能有些不同。被换出的页所对应的PTE,例如,它的Present标志是0但并不是空白的。相反,它记录了页面内容在交换系统中的位置,这些内容必须从磁盘读取出来并通过do_swap_page()加载到一个页帧当中,这就是所谓的major fault

至此我们走完了“内核的用户内存管理”之旅的前半程。在下一篇文章中,我们将把文件的概念也混进来,从而建立一个内存基础知识的完成画面,并了解其对系统性能的影响。

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