進程地址空間也就是每個進程所使用的內存，內核對進程地址空間的管理，也就是對用戶態程序的內存管理。

主要內容：

• 地址空間(mm_struct)
• 虛擬內存區域(VMA)
• 地址空間和頁表

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1. 地址空間(mm_struct)

地址空間就是每個進程所能訪問的內存地址范圍。

這個地址范圍不是真實的，是虛擬地址的范圍，有時甚至會超過實際物理內存的大小。

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現代的操作系統中進程都是在保護模式下運行的，地址空間其實是操作系統給進程用的一段連續的虛擬內存空間。

地址空間最終會通過頁表映射到物理內存上，因為內核操作的是物理內存。

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雖然地址空間的范圍很大，但是進程也不一定有權限訪問全部的地址空間(一般都是只能訪問地址空間中的一些地址區間)，

進程能夠訪問的那些地址區間也稱為 內存區域。

進程如果訪問了有效內存區域以外的內容就會報 “段錯誤” 信息。

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內存區域中主要包含以下信息：

• - 代碼段(text section)，即可執行文件代碼的內存映射
• - 數據段(data section)，即可執行文件的已初始化全局變量的內存映射
• - bss段的零頁(頁面信息全是0值)，即未初始化全局變量的內存映射
• - 進程用戶空間棧的零頁內存映射
• - 進程使用的C庫或者動態鏈接庫等共享庫的代碼段，數據段和bss段的內存映射
• - 任何內存映射文件
• - 任何共享內存段
• - 任何匿名內存映射，比如由 malloc() 分配的內存

注：bss是 block started by symbol 的縮寫。

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linux中內存相關的概念稍微整理了一下，供參考：

英文	含義
SIZE	進程映射的內存大小，這不是進程實際使用的內存大小
RSS(Resident set size)	實際駐留在“內存”中的內存大小，不包含已經交換出去的內存
SHARE	RSS中與其他進程共享的內存大小
VMSIZE	進程占用的總地址空間，包含沒有映射到內存中的頁
Private RSS	僅由進程單獨占用的RSS，也就是進程實際占用的內存

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1.1 mm_struct介紹

linux中的地址空間是用 mm_struct 來表示的。

下面對其中一些關鍵的屬性進行了注釋，有些屬性我也不是很了解......

struct mm_struct {struct vm_area_struct * mmap; /* [內存區域]鏈表 */struct rb_root mm_rb; /* [內存區域]紅黑樹 */struct vm_area_struct * mmap_cache; /* 最近一次訪問的[內存區域] */unsigned long (*get_unmapped_area) (struct file *filp,unsigned long addr, unsigned long len,unsigned long pgoff, unsigned long flags); /* 獲取指定區間內一個還未映射的地址，出錯時返回錯誤碼 */void (*unmap_area) (struct mm_struct *mm, unsigned long addr); /* 取消地址 addr 的映射 */unsigned long mmap_base; /* 地址空間中可以用來映射的首地址 */unsigned long task_size; /* 進程的虛擬地址空間大小 */unsigned long cached_hole_size; /* 如果不空的話，就是 free_area_cache 后最大的空洞 */unsigned long free_area_cache; /* 地址空間的第一個空洞 */pgd_t * pgd; /* 頁全局目錄 */atomic_t mm_users; /* 使用地址空間的用戶數 */atomic_t mm_count; /* 實際使用地址空間的計數， (users count as 1) */int map_count; /* [內存區域]個數 */struct rw_semaphore mmap_sem; /* 內存區域信號量 */spinlock_t page_table_lock; /* 頁表鎖 */struct list_head mmlist; /* 所有地址空間形成的鏈表 *//* Special counters, in some configurations protected by the* page_table_lock, in other configurations by being atomic.*/mm_counter_t _file_rss;mm_counter_t _anon_rss;unsigned long hiwater_rss; /* High-watermark of RSS usage */unsigned long hiwater_vm; /* High-water virtual memory usage */unsigned long total_vm, locked_vm, shared_vm, exec_vm;unsigned long stack_vm, reserved_vm, def_flags, nr_ptes;unsigned long start_code, end_code, start_data, end_data; /* 代碼段，數據段的開始和結束地址 */unsigned long start_brk, brk, start_stack; /* 堆的首地址，尾地址，進程棧首地址 */unsigned long arg_start, arg_end, env_start, env_end; /* 命令行參數，環境變量首地址，尾地址 */unsigned long saved_auxv[AT_VECTOR_SIZE]; /* for /proc/PID/auxv */struct linux_binfmt *binfmt;cpumask_t cpu_vm_mask;/* Architecture-specific MM context */mm_context_t context;/* Swap token stuff *//** Last value of global fault stamp as seen by this process.* In other words, this value gives an indication of how long* it has been since this task got the token.* Look at mm/thrash.c*/unsigned int faultstamp;unsigned int token_priority;unsigned int last_interval;unsigned long flags; /* Must use atomic bitops to access the bits */struct core_state *core_state; /* coredumping support */ #ifdef CONFIG_AIOspinlock_t ioctx_lock;struct hlist_head ioctx_list; #endif #ifdef CONFIG_MM_OWNER/** "owner" points to a task that is regarded as the canonical* user/owner of this mm. All of the following must be true in* order for it to be changed:** current == mm->owner* current->mm != mm* new_owner->mm == mm* new_owner->alloc_lock is held*/struct task_struct *owner; #endif#ifdef CONFIG_PROC_FS/* store ref to file /proc/<pid>/exe symlink points to */struct file *exe_file;unsigned long num_exe_file_vmas; #endif #ifdef CONFIG_MMU_NOTIFIERstruct mmu_notifier_mm *mmu_notifier_mm; #endif };

補充說明1： 上面的屬性中，mm_users 和 mm_count 很容易混淆，這里特別說明一下：(下面的內容有網上查找的，也有我自己理解的)

mm_users 比較好理解，就是 mm_struct 被用戶空間進程(線程)引用的次數。

如果進程A中創建了3個新線程，那么 進程A(這時候叫線程A也可以)對應的 mm_struct 中的 mm_users = 4

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補充一點，linux中進程和線程幾乎沒有什么區別，就是看它是否共享進程地址空間，共享進程地址空間就是線程，反之就是進程。

所以，如果子進程和父進程共享了進程地址空間，那么父子進程都可以看做線程。如果父子進程沒有共享進程地址空間，就是2個進程

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mm_count 則稍微有點繞人，其實它記錄就是 mm_struct 實際的引用計數。

簡單點說，當 mm_users=0 時，并不一定能釋放此 mm_struct，只有當 mm_count=0 時，才可以確定釋放此 mm_struct

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從上面的解釋可以看出，可能引用 mm_struct 的并不只是用戶空間的進程(線程)

當 mm_users>0 時， mm_count 會增加1, 表示有用戶空間進程(線程)在使用 mm_struct。不管使用 mm_struct 的用戶進程(線程)有幾個， mm_count 都只是增加1。

也就是說，如果只有1個進程使用 mm_struct，那么 mm_users=1，mm_count也是 1。

如果有9個線程在使用 mm_struct，那么 mm_users=9，而 mm_count 仍然為 1。

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那么 mm_count 什么情況下會大于 1呢？

當有內核線程使用 mm_struct 時，mm_count 才會再增加 1。

內核線程為何會使用用戶空間的 mm_struct 是有其他原因的，這個后面再闡述。這里先知道內核線程使用 mm_struct 時也會導致 mm_count 增加 1。

在下面這種情況下，mm_count 就很有必要了：

• - 進程A啟動，并申請了一個 mm_struct，此時 mm_users=1, mm_count=1
• - 進程A中新建了2個線程，此時 mm_users=3, mm_count=1
• - 內核調度發生，進程A及相關線程都被掛起，一個內核線程B 使用了進程A 申請的 mm_struct，此時 mm_users=3, mm_count=2
• - CPU的另一個core調度了進程A及其線程，并且執行完了進程A及其線程的所有操作，也就是進程A退出了。此時 mm_users=0, mm_count=1
• ? 在這里就看出 mm_count 的用處了，如果只有 mm_users 的話，這里 mm_users=0 就會釋放 mm_struct，從而有可能導致 內核線程B 異常。
• - 內核線程B 執行完成后退出，這時 mm_users=0，mm_count=0，可以安全釋放 mm_struct 了

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補充說明2：為何內核線程會使用用戶空間的 mm_struct？

對Linux來說，用戶進程和內核線程都是task_struct的實例，

唯一的區別是內核線程是沒有進程地址空間的（內核線程使用的內核地址空間），內核線程的mm描述符是NULL，即內核線程的tsk->mm域是空（NULL）。

內核調度程序在進程上下文的時候，會根據tsk->mm判斷即將調度的進程是用戶進程還是內核線程。

但是雖然內核線程不用訪問用戶進程地址空間，但是仍然需要頁表來訪問內核自己的空間。

而任何用戶進程來說，他們的內核空間都是100%相同的，所以內核會借用上一個被調用的用戶進程的mm_struct中的頁表來訪問內核地址，這個mm_struct就記錄在active_mm。

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簡而言之就是，對于內核線程，tsk->mm == NULL表示自己內核線程的身份，而tsk->active_mm是借用上一個用戶進程的mm_struct，用mm_struct的頁表來訪問內核空間。

對于用戶進程，tsk->mm == tsk->active_mm。

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補充說明3：除了 mm_users 和 mm_count 之外，還有 mmap 和 mm_rb 需要說明以下：

其實 mmap 和 mm_rb 都是保存此 進程地址空間中所有的內存區域(VMA)的，前者是以鏈表形式存放，后者以紅黑樹形式存放。

用2種數據結構組織同一種數據是為了便于對VMA進行高效的操作。

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1.2 mm_struct操作

1. 分配進程地址空間

參考 kernel/fork.c 中的宏 allocate_mm

#define allocate_mm() (kmem_cache_alloc(mm_cachep, GFP_KERNEL)) #define free_mm(mm) (kmem_cache_free(mm_cachep, (mm)))

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其實分配進程地址空間時，都是從slab高速緩存中分配的，可以通過 /proc/slabinfo 查看 mm_struct 的高速緩存

# cat /proc/slabinfo | grep mm_struct mm_struct 35 45 1408 5 2 : tunables 24 12 8 : slabdata 9 9 0

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2. 撤銷進程地址空間

參考 kernel/exit.c 中的 exit_mm() 函數

該函數會調用 mmput() 函數減少 mm_users 的值，

當 mm_users=0 時，調用 mmdropo() 函數， 減少 mm_count 的值，

如果 mm_count=0，那么調用 free_mm 宏，將 mm_struct 還給 slab高速緩存

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3. 查看進程占用的內存：

cat /proc/<PID>/maps 或者 pmap PID

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2. 虛擬內存區域(VMA)

內存區域在linux中也被稱為虛擬內存區域(VMA)，它其實就是進程地址空間上一段連續的內存范圍。

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2.1 VMA介紹

VMA的定義也在 <linux/mm_types.h> 中

struct vm_area_struct {struct mm_struct * vm_mm; /* 相關的 mm_struct 結構體 */unsigned long vm_start; /* 內存區域首地址 */unsigned long vm_end; /* 內存區域尾地址 *//* linked list of VM areas per task, sorted by address */struct vm_area_struct *vm_next, *vm_prev; /* VMA鏈表 */pgprot_t vm_page_prot; /* 訪問控制權限 */unsigned long vm_flags; /* 標志 */struct rb_node vm_rb; /* 樹上的VMA節點 *//** For areas with an address space and backing store,* linkage into the address_space->i_mmap prio tree, or* linkage to the list of like vmas hanging off its node, or* linkage of vma in the address_space->i_mmap_nonlinear list.*/union {struct {struct list_head list;void *parent; /* aligns with prio_tree_node parent */struct vm_area_struct *head;} vm_set;struct raw_prio_tree_node prio_tree_node;} shared;/** A file's MAP_PRIVATE vma can be in both i_mmap tree and anon_vma* list, after a COW of one of the file pages. A MAP_SHARED vma* can only be in the i_mmap tree. An anonymous MAP_PRIVATE, stack* or brk vma (with NULL file) can only be in an anon_vma list.*/struct list_head anon_vma_node; /* Serialized by anon_vma->lock */struct anon_vma *anon_vma; /* Serialized by page_table_lock *//* Function pointers to deal with this struct. */const struct vm_operations_struct *vm_ops;/* Information about our backing store: */unsigned long vm_pgoff; /* Offset (within vm_file) in PAGE_SIZEunits, *not* PAGE_CACHE_SIZE */struct file * vm_file; /* File we map to (can be NULL). */void * vm_private_data; /* was vm_pte (shared mem) */unsigned long vm_truncate_count;/* truncate_count or restart_addr */#ifndef CONFIG_MMUstruct vm_region *vm_region; /* NOMMU mapping region */ #endif #ifdef CONFIG_NUMAstruct mempolicy *vm_policy; /* NUMA policy for the VMA */ #endif };

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這個結構體各個字段的英文注釋都比較詳細，就不一一翻譯了。

上述屬性中的 vm_flags 標識了此VM 對 VMA和頁面的影響：

vm_flags 的宏定義參見 <linux/mm.h>

標志	對VMA及其頁面的影響
VM_READ	頁面可讀取
VM_WRITE	頁面可寫
VM_EXEC	頁面可執行
VM_SHARED	頁面可共享
VM_MAYREAD	VM_READ 標志可被設置
VM_MAYWRITER	VM_WRITE 標志可被設置
VM_MAYEXEC	VM_EXEC 標志可被設置
VM_MAYSHARE	VM_SHARE 標志可被設置
VM_GROWSDOWN	區域可向下增長
VM_GROWSUP	區域可向上增長
VM_SHM	區域可用作共享內存
VM_DENYWRITE	區域映射一個不可寫文件
VM_EXECUTABLE	區域映射一個可執行文件
VM_LOCKED	區域中的頁面被鎖定
VM_IO	區域映射設備I/O空間
VM_SEQ_READ	頁面可能會被連續訪問
VM_RAND_READ	頁面可能會被隨機訪問
VM_DONTCOPY	區域不能在 fork() 時被拷貝
VM_DONTEXPAND	區域不能通過 mremap() 增加
VM_RESERVED	區域不能被換出
VM_ACCOUNT	該區域時一個記賬 VM 對象
VM_HUGETLB	區域使用了 hugetlb 頁面
VM_NONLINEAR	該區域是非線性映射的

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2.2 VMA操作

vm_area_struct 結構體定義中有個 vm_ops 屬性，其中定義了內核操作 VMA 的方法

/** These are the virtual MM functions - opening of an area, closing and* unmapping it (needed to keep files on disk up-to-date etc), pointer* to the functions called when a no-page or a wp-page exception occurs. */ struct vm_operations_struct {void (*open)(struct vm_area_struct * area); /* 指定內存區域加入到一個地址空間時，該函數被調用 */void (*close)(struct vm_area_struct * area); /* 指定內存區域從一個地址空間刪除時，該函數被調用 */int (*fault)(struct vm_area_struct *vma, struct vm_fault *vmf); /* 當沒有出現在物理頁面中的內存被訪問時，該函數被調用 *//* 當一個之前只讀的頁面變為可寫時，該函數被調用，* 如果此函數出錯，將導致一個 SIGBUS 信號 */int (*page_mkwrite)(struct vm_area_struct *vma, struct vm_fault *vmf);/* 當 get_user_pages() 調用失敗時, 該函數被 access_process_vm() 函數調用 */int (*access)(struct vm_area_struct *vma, unsigned long addr,void *buf, int len, int write); #ifdef CONFIG_NUMA/** set_policy() op must add a reference to any non-NULL @new mempolicy* to hold the policy upon return. Caller should pass NULL @new to* remove a policy and fall back to surrounding context--i.e. do not* install a MPOL_DEFAULT policy, nor the task or system default* mempolicy.*/int (*set_policy)(struct vm_area_struct *vma, struct mempolicy *new);/** get_policy() op must add reference [mpol_get()] to any policy at* (vma,addr) marked as MPOL_SHARED. The shared policy infrastructure* in mm/mempolicy.c will do this automatically.* get_policy() must NOT add a ref if the policy at (vma,addr) is not* marked as MPOL_SHARED. vma policies are protected by the mmap_sem.* If no [shared/vma] mempolicy exists at the addr, get_policy() op* must return NULL--i.e., do not "fallback" to task or system default* policy.*/struct mempolicy *(*get_policy)(struct vm_area_struct *vma,unsigned long addr);int (*migrate)(struct vm_area_struct *vma, const nodemask_t *from,const nodemask_t *to, unsigned long flags); #endif };

除了以上的操作之外，還有一些輔助函數來方便內核操作內存區域。

這些輔助函數都可以在 <linux/mm.h> 中找到

1. 查找地址空間

/* Look up the first VMA which satisfies addr < vm_end, NULL if none. */ extern struct vm_area_struct * find_vma(struct mm_struct * mm, unsigned long addr); extern struct vm_area_struct * find_vma_prev(struct mm_struct * mm, unsigned long addr,struct vm_area_struct **pprev);/* Look up the first VMA which intersects the interval start_addr..end_addr-1,NULL if none. Assume start_addr < end_addr. */ static inline struct vm_area_struct * find_vma_intersection(struct mm_struct * mm, unsigned long start_addr, unsigned long end_addr) {struct vm_area_struct * vma = find_vma(mm,start_addr);if (vma && end_addr <= vma->vm_start)vma = NULL;return vma; }

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2. 創建地址區間

static inline unsigned long do_mmap(struct file *file, unsigned long addr,unsigned long len, unsigned long prot,unsigned long flag, unsigned long offset) {unsigned long ret = -EINVAL;if ((offset + PAGE_ALIGN(len)) < offset)goto out;if (!(offset & ~PAGE_MASK))ret = do_mmap_pgoff(file, addr, len, prot, flag, offset >> PAGE_SHIFT); out:return ret; }

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3. 刪除地址區間

extern int do_munmap(struct mm_struct *, unsigned long, size_t);

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3. 地址空間和頁表

地址空間中的地址都是虛擬內存中的地址，而CPU需要操作的是物理內存，所以需要一個將虛擬地址映射到物理地址的機制。

這個機制就是頁表，linux中使用3級頁面來完成虛擬地址到物理地址的轉換。

1. PGD - 全局頁目錄，包含一個 pgd_t 類型數組，多數體系結構中 pgd_t 類型就是一個無符號長整型

2. PMD - 中間頁目錄，它是個 pmd_t 類型數組

3. PTE - 簡稱頁表，包含一個 pte_t 類型的頁表項，該頁表項指向物理頁面

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虛擬地址 - 頁表 - 物理地址的關系如下圖：

總結

以上是生活随笔為你收集整理的《Linux内核设计与实现》读书笔记（十五）- 进程地址空间(kernel 2.6.32.60)的全部內容，希望文章能夠幫你解決所遇到的問題。

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