Linux sys_exec中可执行文件映射的建立及读取
1. 创建一个vm_area_struct;
2. 圈定一个虚用户空间,将其起始结束地址(elf段中已设置好)保存到vm_start和vm_end中;
3. 将磁盘file句柄保存在vm_file中;
4. 将对应段在磁盘file中的偏移值(elf段中已设置好)保存在vm_pgoff中;
5. 将操作该磁盘file的磁盘操作函数保存在vm_ops中;
6. 注意这里没有为对应的页目录表项创建页表,更不存在设置页表项了;
§ §
§ +------§->+--------------+
§ | §|Disk file |
§ | §| |
§ +----------------+|+---§->|--------------|
§ | vm_area_struct ||| §| Seg Content|
§ |----------------||| §|--------------|
+----------------+<-§-------- vm_start ||| §| |
| 圈定了一个未映|§+----- vm_end ||| §| |
| 射到物理内存的|§| | vm_file--------+| §+--------------+
| vm_area_struct |§| | vm_pgoff ---------+ §
+----------------+<-§--+ | vm_ops --------+ §
§ | || §
§ +----------------+| §
§ | §
§ +----------------------+ §
§ | §
§ +->+-----------------------+§
§ | file_private_map |§
§ |-----------------------|§
§ | nopage:filemap_nopage |§
§ | ..... |§
§ +-----------------------+§
user space § kernel § disk
[ 本帖最后由 frank_seng 于 2008-5-6 15:45 编辑 ]
回复 #1 frank_seng 的帖子
从上文中可知elf_map时并没有将文件内容读入内存,假设现在程序中有一条指令需要读取上面vm_start---vm_end之间的某内容,例如mov , %eax,那么将会执行如下序列:* CPU依据CR3(current->pgd)找到0x08000011地址对应的pgd[ i ],由于该pgd[ i ]内容保持为初始化状态即为0,导致CPU异常;
* do_page_fault被调用,在该函数中,为pgd[ i]在内存中分配一个页表,并让该表项指向它,如下图所示:
pgd
+-----+
|-----| pt
|i|--->+-----+
|-----| |-----|
| | |j|
+-----+ |-----|
| |
+-----+
注意:这里i为0x08000011高10位,j为其中间10位,此时pt表项全部为0(pte也为0);
* 为pte分配一个真正的物理内存页面,依据vm_area_struct中的vm_file、vm_pgoff和vm_ops,调用filemap_nopage将磁盘file中vm_pgoff偏移处的内容读入到该物理页面中,如下图所示:
+-------------+
|Disk file|
| |
|-------------|
| Seg Content----+
|-------------||
pgd | ||
+-----+ | ||②
|-----| pt +-------------+|
|i|--->+-----+ |
|-----| |-----| ① page |
| | |j|------->+-----+<---+
+-----+ |-----| | |
| | | |
+-----+ | |
+-----+
①.分配物理内存页面;
②.从磁盘文件中将内容读取到物理内存页面中; 关注
:shock: 同关注,怎么就没了?
PS:LZ的图画的很好,用什么做的啊?
回复 #1 frank_seng 的帖子
说的不错啊,关注!!回复 #2 frank_seng 的帖子
父子页面保护共享的处理 ------ COW技术在do_fork->copy_mm中,如果vm_area_struct的属性中包含了可写属性,但非共享,则将父对应的pte(假设pte对应了vm_area_strruct圈定的范围中的某个页面)设置为写保护,随后复制父pte给子pte;此处采用了COW技术。
copy_mm之后的的情况如下图,可见并没有真正的复制一个page给子进程:
father
+--------+
| |
|--------|
|pte(w=0)|--+
|--------||
| ||
+--------++-->+------+
| |
son +-->| |
+--------+| | page |
| || | |
|--------|| | |
|pte(w=0)|--+ | |
|--------| +------+
| |
+--------+
现在假设父进程向pte中写入,则会引发CPU异常,在异常处理机制中,处理如下:
* 创建一个新的newpage;
* 复制page内容到newpage;
* 让父pte指向newpage,并且设置父pte的w=1(可写);
* 子pte保持不变;最终如下图:
father
+--------++-->+------+
| || | |
|--------|| | new|
|pte(w=1)|--+ | page |
|--------| | |
| | +------+
+--------+
son
+--------++-->+------+
| || | |
|--------|| | page |
|pte(w=0)|--+ | |
|--------| | |
| | +------+
+--------+
如果现在子进程又向pte中写,同样导致异常,但是由于此时该pte:count==1,则直接将该pte:w=1,然后写即可;
son
+--------++-->+------+
| || | |
|--------|| | page |
|pte(w=1)|--+ | |
|--------| | |
| | +------+
+--------+
[ 本帖最后由 frank_seng 于 2008-5-7 14:02 编辑 ] 原帖由 frank_seng 于 2008-5-7 13:45 发表 http://linux.chinaunix.net/bbs/images/common/back.gif
父子页面保护共享的处理 ------ COW技术
在do_fork->copy_mm中,如果vm_area_struct的属性中包含了可写属性,但非共享,则将父对应的pte(假设pte对应了vm_area_strruct圈定的范围中的某个页面)设置为写 ...
这个地方是什么意思?
COW怎么变成父子都不可写了呢?
我记得此时应该是:父vm_area、pte都是可写;子vm_area可写,pte不可写。
然后子写的时候vm_area和pte不一致断定为COW,重开新页。 原帖由 zx_wing 于 2008-5-7 14:05 发表 http://linux.chinaunix.net/bbs/images/common/back.gif
这个地方是什么意思?
COW怎么变成父子都不可写了呢?
我记得此时应该是:父vm_area、pte都是可写;子vm_area可写,pte不可写。
然后子写的时候vm_area和pte不一致断定为COW,重开新页。
copy_mm->copy_page_range...
if (cow) {
ptep_set_wrprotect(src_pte);
pte = *src_pte;
}
可见父子pte都是均不可写! 原帖由 frank_seng 于 2008-5-7 14:12 发表 http://linux.chinaunix.net/bbs/images/common/back.gif
copy_mm->copy_page_range...
if (cow) {
ptep_set_wrprotect(src_pte);
pte = *src_pte;
}
可见父子pte都是均不可写!
汗,我还真没找到代码在哪儿,不好意思,内存方面实在不懂,太菜了。
我是2.6.25内核,copy_mm如下
static int copy_mm(unsigned long clone_flags, struct task_struct * tsk)
{
struct mm_struct * mm, *oldmm;
int retval;
tsk->min_flt = tsk->maj_flt = 0;
tsk->nvcsw = tsk->nivcsw = 0;
tsk->mm = NULL;
tsk->active_mm = NULL;
/*
* Are we cloning a kernel thread?
*
* We need to steal a active VM for that..
*/
oldmm = current->mm;
if (!oldmm)
return 0;
if (clone_flags & CLONE_VM) {
atomic_inc(&oldmm->mm_users);
mm = oldmm;
goto good_mm;
}
retval = -ENOMEM;
mm = dup_mm(tsk);
if (!mm)
goto fail_nomem;
good_mm:
/* Initializing for Swap token stuff */
mm->token_priority = 0;
mm->last_interval = 0;
tsk->mm = mm;
tsk->active_mm = mm;
return 0;
fail_nomem:
return retval;
}
麻烦LZ把代码的路径讲一下,我好结合上下文看一下。
如果父子都不可写,父写的时候分配一个新页面给父,那老页面是不是就给子了呢?如果子先写,分配一个新页面给子,老页面是不是就给父了呢? 原帖由 zx_wing 于 2008-5-7 14:48 发表 http://linux.chinaunix.net/bbs/images/common/back.gif
汗,我还真没找到代码在哪儿,不好意思,内存方面实在不懂,太菜了。
我是2.6.25内核,copy_mm如下
static int copy_mm(unsigned long clone_flags, struct task_struct * tsk)
{
struct mm_struct *...
真的好对不起,由于历史原因,我们的产品依然跑在Linux 2.4上,因此是对着2.4说的,2.6除了网络部分外,还从没看过,sorry啊!
关于COW,我写了一些总结性文档,贴出来献丑了:假设进程A创建了子进程B,之后进程A和进程B共享A的地址空间,同时该地址空间中的页面全部被标识为写保护。此时B若写address所在的页面,由于写保护的原因会引起写异常,在异常处理中,内核会将address所在的那个写保护页面复制为一个新的页面,让B的address页表项指向该新页面,新页面可写,而A的address页表项依然指向那个写保护的页面。此后当B再访问address是就会直接访问该新的页面了,不再会访问到那个写保护的页面。当A试图写address所在的页面时,由于写保护的原因此时也会引起异常,在异常处理中,内核如果发现该页面只有一个拥有进程,此种情况下也就是A,则直接对该页面取消写保护,此后当A再访问address是不会再有写保护错误了。如果此时A又创建了子进程C,则该address所在的页面又被设置为写保护,拥有进程为A和C,同时其他的页面例如PAGEX依然维持写保护,只是拥有进程为A、B和C。如果此时A访问PAGEX,则异常处理会创建一个新页面并将PAGEX中的内容复制到该页面,同时将A相应的pte指向该新页面。如果此时C也访问PAGEX,也会复制新页面并且让C对应的pte指向新页面。如果B再访问PAGEX,则由于此时PAGEX只有一个拥有进程B,故不再复制新页面,而是直接取消该页面的写保护,由于B的pte本来就直接指向该页面,所以无需再做其他工作了。这也就是COW的实现机制。
[ 本帖最后由 frank_seng 于 2008-5-7 14:59 编辑 ]