Linux开发学习第七天——虚拟内存和物理内存

一、虚拟内存1.概念内核给进程编造的独立地址空间每个进程都以为自己独占内存。它们靠MMU硬件 页表内核做映射。每个进程都独有一份就是之前提到的进程的内存模型。2.作用隔离进程A 进程不能直接访问 B 进程内存。扩大地址空间32 位最多 4G64 位极大。延迟分配 / 写时复制fork、malloc先只建虚拟表不真占物理页。swap 置换把不常用页换到磁盘腾出物理内存。3.映射关系虚拟内存按页Page4KB划分物理内存按页帧Page Frame4KB划分页表保存虚拟页号 → 物理页帧号 权限4.关键机制4.1写时复制fork时只复制页表不复制物理页父子只读共享同一物理页一旦要写 → 触发页异常 → 复制一个新物理页→ 既快又省内存4.2缺页中断访问的虚拟页没有对应物理页内核分配物理页帧建立映射重新执行指令malloc很大内存时真正分配物理内存就是在缺页中断时。4.3Swap交换物理内存紧张时内核把不活跃的匿名页换到磁盘释放物理内存给更需要的进程再次访问时再从 swap 读回会变慢5.相关(联系之前内容)PCB (task_struct) → mm_struct → 页表每个进程有自己的页表所以有独立虚拟空间。fork 复制虚拟空间 共享物理页COWmalloc 先分配虚拟地址真正用的时候才分配物理页栈帧 / RBP都在虚拟地址的 stack 区由内核映射到物理页6.总结虚拟内存进程看到的 “假地址”负责隔离、扩容、延迟分配。物理内存真实内存条按页帧管理。页表 MMU把虚拟地址翻译成物理地址。核心价值进程隔离 高效利用内存 支持多进程并发。二、中断与异常1.定义1.1. 中断Interrupt来自外部硬件的信号网卡、磁盘、键盘、时钟异步发生与 CPU 指令流无关内核处理时处于中断上下文不能睡眠、不能调度必须快速处理 → 分为上半部 下半部1.2. 异常ExceptionCPU 执行指令时发现的错误 / 特殊条件同步发生必须立刻处理分为三类Fault故障可修复修复后重新执行原指令例缺页异常 #PFTrap陷阱指令执行后触发执行下一条例系统调用、断点Abort终止不可恢复系统崩溃例双故障、硬件错误所有中断/异常最终都会进入内核C语言处理函数。2.内核核心数据结构2.1保存所有上下文中断 / 异常发生时硬件 内核汇编代码会把全部 CPU 寄存器保存到内核栈上。这个结构在 C 语言里就是struct pt_regs { unsigned long r15, r14, r13, r12, rbp, rbx; unsigned long r11, r10, r9, r8; unsigned long rax, rcx, rdx, rsi, rdi; unsigned long orig_rax; // 中断向量号 / 系统调用号 // 硬件自动保存 unsigned long rip; // 被打断的指令地址 unsigned long cs; // 代码段 unsigned long eflags; // 标志位 unsigned long rsp; // 被打断时的栈 unsigned long ss; // 栈段 };所有中断 / 异常处理函数的第一个参数都是struct pt_regs *regs2.2. 中断描述符irq_desc内核管理每一个中断的核心结构体struct irq_desc { irq_flow_handler_t handle_irq; // 中断流处理函数 struct irq_chip *chip; // 中断控制器APIC struct irqaction *action; // 驱动注册的处理函数链表 void *handler_data; unsigned int irq; // IRQ号 unsigned int state_use_access; };2.3. 驱动注册的中断处理irqactionstruct irqaction { irq_handler_t handler; // 上半部硬件处理 irq_handler_t thread_fn; // 下半部线程 struct task_struct *thread; // 中断线程 unsigned int flags; void *dev_id; char *name; struct irqaction *next; };3.中断处理完整流程纯 C 语言层第一步硬件发送中断 → CPU外部设备网卡 / 键盘发送电信号中断控制器IO-APIC转发给 CPUCPU暂停当前进程进入内核态第二步硬件 汇编保存上下文一句话CPU 自动将rip, cs, rflags, rsp, ss压栈内核汇编把其余寄存器压栈形成pt_regs然后跳转到 C 语言总入口。第三步C 语言中断总入口do_IRQ()void do_IRQ(struct pt_regs *regs) { // 1. 获取中断向量号 int vector get_vector(regs); // 2. 根据向量号找到中断描述符 struct irq_desc *desc irq_to_desc(vector); // 3. 执行中断处理流程 generic_handle_irq_desc(desc); }第四步执行中断流函数handle_edge_irqvoid handle_edge_irq(struct irq_desc *desc) { // 屏蔽中断 mask_irq(desc); // 发送中断结束应答EOI desc-chip-irq_eoi(desc); // 执行驱动注册的处理函数 handle_irq_event(desc); // 解除屏蔽 unmask_irq(desc); }第五步执行驱动的中断处理函数上半部irqreturn_t handle_irq_event(struct irq_desc *desc) { struct irqaction *action; for_each_action(action, desc) { // 执行驱动的硬中断 handler irqreturn_t ret action-handler(irq, action-dev_id); // 如果需要线程化处理则唤醒线程 if (ret IRQ_WAKE_THREAD) wake_up_process(action-thread); } return IRQ_HANDLED; }第六步中断返回恢复pt_regs回到用户态 / 内核态被中断的代码4.中断的「上半部」与「下半部」内核核心设计4.1. 上半部Hard IRQ运行在中断上下文不能睡眠、不能调度、不能调用可能阻塞的函数只做清除中断标志读取硬件状态启动 DMA触发下半部4.2. 下半部Softirq / Tasklet / Threaded IRQ可以睡眠、调度、使用 mutex、kmalloc处理网络包处理磁盘数据拷贝数据封装、协议解析现代 Linux 推荐线程化中断threaded irq驱动注册方式request_threaded_irq(irq, hard_handler, thread_handler, IRQF_ONESHOT, name, dev);5、异常处理完整流程以缺页异常 #PF 为例异常和中断流程几乎一样只是处理函数不同。第一步CPU 执行指令 → 发现异常例如访问未映射的虚拟地址权限错误除零第二步硬件 汇编保存上下文 → 跳转到 C 函数一句话保存寄存器 → 跳转到异常处理 C 函数。第三步缺页异常 C 语言入口do_page_fault()void do_page_fault(struct pt_regs *regs, unsigned long hw_error) { // 1. 读取触发缺页的虚拟地址 unsigned long addr read_cr2(); // 2. 判断用户态/内核态、读/写、是否缺页 int user user_mode(regs); int write hw_error PF_WRITE; int present hw_error PF_PROT; // 3. 获取当前进程的内存空间 struct mm_struct *mm current-mm; // 4. 查找虚拟内存区域 VMA struct vm_area_struct *vma find_vma(mm, addr); // 5. 处理缺页核心函数 handle_mm_fault(mm, vma, addr, write ? FAULT_FLAG_WRITE : 0); }第四步真正处理缺页handle_mm_fault()vm_fault_t handle_mm_fault(struct mm_struct *mm, struct vm_area_struct *vma, unsigned long addr, unsigned int flags) { // 1. 查找页表 pgd_t *pgd pgd_offset(mm, addr); pud_t *pud pud_offset(pgd, addr); pmd_t *pmd pmd_offset(pud, addr); pte_t *pte pte_offset_map(pmd, addr); // 2. 处理三种情况 // a. 从未分配过物理页 → 分配新页 // b. 页面被交换到swap → 从swap读回 // c. 写时复制COW→ 复制物理页 return do_fault(mm, vma, pgoff, flags, pgd); }第五步返回对于 Fault 类异常#PF重新执行触发异常的指令程序继续正常运行6、中断上下文 vs 进程上下文超级重点1. 进程上下文运行进程代码current指向当前进程可以睡眠、调度、使用 mutex、kmalloc2. 中断上下文运行中断 / 异常处理代码不属于任何进程绝对不能睡眠、不能调度、不能使用可能阻塞的函数只能使用spin_lockkmalloc(GFP_ATOMIC)原子操作判断是否在中断上下文in_interrupt(); // 硬中断/软中断中 → 返回非0 in_irq(); // 硬中断中 → 返回非07、内核中中断 / 异常的关键 APIC 语言1. 驱动注册中断int request_irq(unsigned int irq, irq_handler_t handler, unsigned long flags, const char *name, void *dev);2. 注册线程化中断int request_threaded_irq(unsigned int irq, irq_handler_t hard_fn, irq_handler_t thread_fn, unsigned long flags, const char *name, void *dev);3. 释放中断void free_irq(unsigned int irq, void *dev);4. 全局禁止 / 开启中断local_irq_disable(); // 关中断 local_irq_enable(); // 开中断8、完整总结深入内核必须理解透中断处理流程硬件中断 → CPU 暂停 → 保存寄存器 →do_IRQ()→ 执行中断流 → 驱动 handler → 触发下半部 → 恢复现场 → 返回异常处理流程指令执行错误 → 保存寄存器 →do_*_fault()→ 修复错误如分配物理页 → 恢复现场 → 重新执行指令核心特点中断是异步、外部、分上下半部异常是同步、内部、必须立即修复都保存在 pt_regs中断上下文不能睡眠缺页异常是虚拟内存的基石时钟中断是进程调度的基石三、扩展1.进程切换1.1.进程上下文1进程上文其是指进程由用户态切换到内核态是需要保存用户态时cpu寄存器中的值进程状态以及堆栈上的内容即保存当前进程的进程上下文以便再次执行该进程时能够恢复切换时的状态继续执行。2进程下文其是指切换到内核态后执行的程序即进程运行在内核空间的部分。1.2.中断上下文1中断上文硬件通过中断触发信号导致内核调用中断处理程序进入内核空间。这个过程中硬件的一些变量和参数也要传递给内核内核通过这些参数进行中断处理。中断上文可以看作就是硬件传递过来的这些参数和内核需要保存的一些其他环境主要是当前被中断的进程环境。2中断下文执行在内核空间的中断服务程序。2.系统调用系统调用就是一种异常——陷入用户态-内核态