内存管理（三）虚拟内存与物理内存的映射关系 & pagefault
# Linux, 2020-12-05
内存映射
我们既看了虚拟内存空间如何组织的，也看了物理页面如何管理的。现在我们需要一些数据结构，将二者关联起来。
用户态内存映射
无论是内核线程还是用户进程，对于内核来说，无非都是 task_struct 这个数据结构的一个实例而已，task_struct 被称为进程描述符（process descriptor),因为它记录了这个进程所有的context。其中有一个被称为 ‘内存描述符’ （memory descriptor)的数据结构 mm_struct，抽象并描述了Linux视角下管理进程地址空间的所有信息。 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的内存块，这个变量的名字叫mmap。
struct mm_struct {
struct vm_area_struct *mmap; /* list of VMAs */
......
}
1、brk 是将数据段(.data)的最高地址指针_edata往高地址推；
2、mmap 是在进程的虚拟地址空间中（堆和栈中间，称为文件映射区域的地方）找一块空闲的虚拟内存。
这两种方式分配的都是虚拟内存，没有分配物理内存。在第一次访问已分配的虚拟地址空间的时候，发生缺页中断，操作系统负责分配物理内存，然后建立虚拟内存和物理内存之间的映射关系。
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，只有等你真正用的那一刻才会开始分配。
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，那就触发缺页中断，调用 do_page_fault。
1）通过mm是否存在判断是否是内核线程，对于内核线程，进程描述符的mm总为NULL，一旦成立，说明是在内核态中发生的异常，跳到no_context
用户态缺页异常
if (in_atomic() || !mm)
goto no_context;
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，这就和咱们前面学过的虚拟内存的布局对应上了。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。
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。
当一个进程发生缺页中断的时候，进程会陷入内核态，执行以下操作：
- 检查要访问的虚拟地址是否合法
- 查找/分配一个物理页
- 填充物理页内容（读取磁盘，或者直接置0，或者啥也不干）
- 建立映射关系（虚拟地址到物理地址） 重新执行发生缺页中断的那条指令 如果第3步，需要读取磁盘，那么这次缺页中断就是majflt，否则就是minflt。
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，32 位 就位于 cr3
具体过程如下
首先从CPU的控制寄存器CR2中读出出错的地址address，然后调用find_vma(),在进程的虚拟地址空间中找出结束地址大于address的第一个区间，如果找不到的话，则说明中断是由地址越界引起的，转到bad_area执行相关错误处理；
确定并非地址越界后，控制转向标号good_area。在这里，代码首先对页面进行例行权限检查，比如当前的操作是否违反该页面的Read,Write,Exec权限等。如果通过检查，则进入虚拟管理例程handle_mm_fault().否则，将与地址越界一样，转到bad_area继续处理。
handle_mm_fault()用于实现页面分配与交换，它分为两个步骤：首先，如果页表不存在或被交换出，则要首先分配页面给页表；然后才真正实施页面的分配，并在页表上做记录。具体如何分配这个页框是通过调用handle_pte_fault()完成的。
handle_pte_fault()函数根据页表项pte所描述的物理页框是否在物理内存中，分为两大类：
（1）请求调页：被访问的页框不在主存中，那么此时必须分配一个页框，分为线性映射、非线性映射、swap情况下映射
（2）写时复制：被访问的页存在，但是该页是只读的，内核需要对该页进行写操作，此时内核将这个已存在的只读页中的数据复制到一个新的页框中
handle_pte_fault()调用pte_non()检查表项是否为空，即全为0；如果为空就说明映射尚未建立，此时调用do_no_page()来建立内存页面与交换文件的映射；反之，如果表项非空，说明页面已经映射，只要调用do_swap_page()将其换入内存即可；
如何查看进程发生缺页中断的次数？
用ps -o majflt,minflt -C program命令查看。
majflt 代表 major fault，中文名叫大错误，minflt 代表 minor fault，中文名叫小错误。
这两个数值表示一个进程自启动以来所发生的缺页中断的次数。
发生缺页中断后，执行了那些操作？
当一个进程发生缺页中断的时候，进程会陷入内核态，执行以下操作：
- 检查要访问的虚拟地址是否合法
- 查找/分配一个物理页
- 填充物理页内容（读取磁盘，或者直接置0，或者啥也不干）
- 建立映射关系（虚拟地址到物理地址） 重新执行发生缺页中断的那条指令 如果第3步，需要读取磁盘，那么这次缺页中断就是 majflt，否则就是 minflt。
TLB
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。
有了 TLB 之后，地址映射的过程就像图中画的。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。如果在 TLB 查不到映射关系时，才会到内存中查询页表。
内核态内存映射
在系统初始化的时候，我们就创建内核页表
内核态缺页异常
1）通过mm是否存在判断是否是内核线程，对于内核线程，进程描述符的mm总为NULL，一旦成立，说明是在内核态中发生的异常，跳到no_context
if (in_atomic() || !mm)
goto no_context;
如果当前执行流程在内核态，不论是在临界区还是内核进程本身（内核的mm为NULL），说明在内核态出了问题，跳到标号no_context进入内核态异常处理，由函数_do_kernel_fault完成；
2）_do_kernel_fault 这个函数首先尽可能的设法解决这个异常，通过查找异常表中和目前的异常对应的解决办法并调用执行；如果无法通过异常表解决，那么内核就要在打印其页表等内容后退出；
内存管理总结
物理内存根据 NUMA 架构分节点。每个节点里面再分区域。每个区域里面再分页。
物理页面通过伙伴系统进行分配。分配的物理页面要变成虚拟地址让上层可以访问，kswapd 可以根据物理页面的使用情况对页面进行换入换出。
对于内存的分配需求，可能来自内核态，也可能来自用户态。
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对于内核态，对于 kmem_cache 以及 kmalloc 分配小内存，则使用 Slab 分配器，将伙伴系统分配出来的大块内存切成一小块一小块进行分配。
vmalloc 分配不连续物理页的时候，直接使用伙伴系统，分配后转换为虚拟地址，访问的时候需要通过内核页表进行映射。
kmem_cache 和 kmalloc 的部分不会被换出，因为用这两个函数分配的内存多用于保持内核关键的数据结构。内核态中 vmalloc 分配的部分会被换出，因而当访问的时候，发现不在，就会调用 do_page_fault。
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对于用户态的内存分配，或者直接调用 mmap 系统调用分配，或者调用 malloc。调用 malloc 的时候，如果分配小的内存，就用 sys_brk 系统调用；如果分配大的内存，还是用 sys_mmap 系统调用。正常情况下，用户态的内存都是可以换出的，因而一旦发现内存中不存在，就会调用 do_page_fault。
vm_area_struct 是描述进程地址空间的基本管理单元，对于一个进程来说往往需要多个内存区域来描述它的虚拟空间，如何关联这些不同的内存区域呢？大家可能都会想到使用链表，的确vm_area_struct 结构确实是以链表形式链接，不过为了方便查找，内核又以红黑树（以前的内核使用平衡树）的形式组织内存区域，以便降低搜索耗时。并存的两种组织形式，并非冗余：链表用于需要遍历全部节点的时候用，而红黑树适用于在地址空间中定位特定内存区域的时候。内核为了内存区域上的各种不同操作都能获得高性能，所以同时使用了这两种数据结构。
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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
物理地址/线性地址/虚拟地址/逻辑地址
1）实模式下，”段基址+段内偏移地址”经过段部件的处理，直接输出的就是物理地址，CPU可以直接用此地址访问内存。
2）保护模式下，”段基址+段内偏移地址”经段部件处理后为线性地址。（但此处的段基址不再是真正的地址，而是一个选择子，本质上是个索引，类似于数组下标，通过这个索引便能在GDT中找到相应的段描述符。段描述符记录了该段的起始、大小等信息，这样便得到了段基址。）若没有开启地址分页功能，此线性地址就被当作物理地址来用，可直接访问内存。
3）保护模式+分页机制，若开启了分页功能，线性地址则称为虚拟地址（虚拟地址、线性地址在分页机制下都是一回事）。虚拟地址要经过CPU页部件转换成具体的物理地址，这样CPU才能将其送上地址总线取访问内存。
逻辑地址，无论是在实模式或保护模式下，段内偏移地址又称为有效地址，也称为逻辑地址，这是程序员可见的地址。最终的地址是由段基址和段内偏移地址组合而成。实模式下，段基址在对应的段寄存器中(cs ds es fs gs)；保护模式下，段基址在段选择子寄存器指向的段描述符中。所以，只要给出段内偏移地址就行了，再加上对应的段基址即可。