用户进程与内存管理
1. 示例
#include <stdio.h>
int foo(int n)
{
char text[2048];
if(n==0)
return 0;
else{
int i=0;
for(i; i<2048; i++)
text[i] = '\0';
printf("text_%d=0x%x, pid=%d\n", n, text, getpid());
sleep(5);
foo(n-1);
}
}
int main(int argc, char **argv)
{
foo(6);
return 0;
}
2. 创建str1进程
- 在执行str1程序之前，先创建str1进程，该进程由shell进程调用sys_fork()创建，
- 过程中设置了新的task_struct管理结构(其中设置了tss和ldt)，并复制了shell进程的页表给其共享。
--- kernel --- fork.c --- copy_process --- p = get_free_page()
| | |- task[nr] = p
| | |- *p = *current
| | |- p->state = TASK_UNINTERRUPTIBLE
| | |- p->pid = last_pid
| | |- p->father = current->pid
| | |- p->counter = p->priority
| | |- p->signal = 0
| | |- p->alarm = 0
| | |- 对p->tss进行设置
| | |- p->tss.esp0 = PAGE_SIZE + (long) p
| | |
| | |- p->tss.ldt = _LDT(nr)
| | |
| | |
| | |- copy_mem(nr,p)
| | |- f->f_count++
| | | current->pwd->i_count++
| | | current->root->i_count++
| | | current->executable->i_count++
| | |- set_tss_desc(gdt+(nr<<1)+FIRST_TSS_ENTRY,&(p->tss));
| | | set_ldt_desc(gdt+(nr<<1)+FIRST_LDT_ENTRY,&(p->ldt));
| | |
| | |- p->state = TASK_RUNNING
| |- copy_mem() --- code_limit=get_limit(0x0f)
| |- data_limit=get_limit(0x17)
| |
| |- old_code_base = get_base(current->ldt[1])
| |- old_data_base = get_base(current->ldt[2])
| |
| |- new_data_base = new_code_base = nr * 0x4000000
| |
| |- p->start_code = new_code_base
| |- set_base(p->ldt[1],new_code_base)
| |- set_base(p->ldt[2],new_data_base)
| |
| |- copy_page_tables(old_data_base,
| new_data_base,data_limit)
|
|- mm --- memory.c --- copy_page_tables() --- to_page_table = get_free_page()
|
|- *to_dir = ((unsigned long) to_page_table) | 7
|
|- 复制页表到子进程，并将所有页设置为只读
| while(...){
| this_page = *from_page_table
| this_page &= ~2
| *to_page_table = this_page
| 对应mem_map计数+1
| }
3. str1进程加载的准备工作
- 准备工作由shell进程调用do_execv()函数完成，主要完成读取可执行文件，释放之前共享的页表，重新设置段限长，最终设置eip和esp跳转到用户程序执行
--- fs --- exec.c --- do_execve() --- p=PAGE_SIZE*MAX_ARG_PAGES-4
| |- inode=namei(filename)
| |- bh = bread(inode->i_dev,inode->i_zone[0])
| |- ex = *((struct exec *) bh->b_data)
| |
| |- 通过ex检测代码、数据、堆长度是否超过48MB
| |- p=copy_strings(envc,envp,page,p,0)
| | p=copy_strings(argc,argv,page,p,0)
| |
| |
| |- iput(current->executable)
| | current->executable = inode
| |
| |- current->close_on_exec = 0
| |
| |- free_page_tables(get_base(current->ldt[1]),get_limit(0x0f))
| | free_page_tables(get_base(current->ldt[2]),get_limit(0x17))
| |
| |- p += change_ldt(ex.a_text,page)-MAX_ARG_PAGES*PAGE_SIZE
| |
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| |
| |- current->end_code = ex.a_text
| | current->end_data = ex.a_data+ex.a_text
| | current->brk = ex.a_bss+ex.a_text+ex.a_data
| |
| |- eip[0] = ex.a_entry
| |- eip[3] = p
|
|- change_ldt() --- code_limit = text_size+PAGE_SIZE -1
| code_limit &= 0xFFFFF000
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|- data_limit = 0x4000000
|
|- code_base = get_base(current->ldt[1])
| data_base = code_base
|
|- set_base(current->ldt[1],code_base)
| set_limit(current->ldt[1],code_limit)
| set_base(current->ldt[2],data_base)
| set_limit(current->ldt[2],data_limit)
|- data_base += data_limit
| for (i=MAX_ARG_PAGES-1 ; i>=0 ; i--) {
| data_base -= PAGE_SIZE;
| if (page[i])
| put_page(page[i],data_base);
| }
|
|- 返回段限长64MB
- 在do_execve()中释放了之前的页表，页目录项也随之清零，而LDT中代码段基址没有变，所以do_execve()返回后，CPU还是从LDT中找到代码段基址然后找到对应的页目录项，此时页目录项为0，从而引发了缺页中断
- 在copy_strings()中申请的了新的页面放到了page[p/4096]中，然后将参数放入新页面，change_ldt()中又找到page[p/4096]，也就是找到这个新页面，然后将其映射到进程空间末尾。假设数据段基址为0x4000000，参数的地址被放到了page[31]中，然后就会将0x4000000+0x4000000-4K=0x7FFF000这个线性地址与page[31]映射起来。也就是说第31个页目录项，页表偏移1023的页表项里存放的是page[31]
- 这里eip和esp的值为段内偏移量，猜测是与段基址结合生成线性地址，如：代码段基址是0x4000000，假设eip=1024=0x400, 则程序的入口地址为0x4000400，对应第16个页目录项，页表偏移0，页内偏移1024。数据段基址等于代码段基址，也是0x4000000，esp=p=64M-x-4，假设x=2K，esp=0x3FFF7FC，栈指针的线性地址为0x7FFF7FC，对应第31个页目录项，页表偏移1023，页内偏移2044。第31个页目录项，页表偏移1023的页表项已经完成映射，对应page[31]+2044的物理地址，所以此时esp**不会发生**缺页中断
- 段限长是用来限制诸如eip和esp这类偏移指针的，这里段限长被设置为0x4000000，那么如果eip或esp大于了0x4000000就会引发异常。
- 虽然这里eip和esp的线性地址相差很大，但是它们对应的物理地址可能就是连续的，因为从线性地址到物理地址的转换需要知道页目录项、页表项的内容，仅凭线性地址是无法知道物理地址的位置的
4. str1的运行和加载
--- mm --- page.s --- page_fault() --- do_no_page()
|
|- memory.c --- do_no_page(address) --- address &= 0xfffff000
| | tmp = address - current->start_code
| |
| | if(!current->executable || tmp >= current->end_data)
| | get_empty_page(address)
| | return;
| |- 看是否能够和其他进程共享
| |- page = get_free_page()
| |- block = 1 + tmp/BLOCK_SIZE
| |
| |- bread_page(page,current->executable->i_dev)
| |
| |- put_page(page,address)
|
|- get_empty_page(address) --- tmp=get_free_page()
|- put_page(tmp,address)
- do_no_page中新申请了一个页，然后将文件节点中一页的数据读入内存中，并完成与线性地址的映射。注意这里的address是发生缺页中断的线性地址。如0x4000400，中断返回后，由于页表已经映射完毕，就可以进入0x4000400对应的物理内存执行应用程序。
- 如果str1程序大于一个页面，在执行过程中，如果需要新的代码，就会不断触发缺页中断，以此来加载需要执行的程序。
- 继续之前的例子，esp=0x7FFF7FC，是指向page[31]+2044的，此时执行foo()函数，里面申请了text[2048]，占用了2048字节的栈空间，因此esp向下退2048个字节，此时esp=0x7FFEFFC，对应页目录偏移31，页表偏移1022，页内偏移4092，简记为31_1022_4092，此时31_1022还是空的，因此触发缺页中断。
- 缺页中断的地址为0x7FFEFFC，tmp=0x3FFE000，tmp>current->end_data，因此直接get_empty_page()将0x3FFE000映射到一个新的页面，然后返回
5. str1进程的退出
- str1进程调用exit()函数进行退出，最终会进入sys_exit()中去执行
--- kernel --- exit.c --- sys_exit() --- do_exit()
|- do_exit() --- free_page_tables(get_base(current->ldt[1]),get_limit(0x0f))
|- free_page_tables(get_base(current->ldt[2]),get_limit(0x17))
|- 解除与父进程的共享文件
|- current->state = TASK_ZOMBIE
|- tell_father(current->father)
|
|- schedule()
- str1的父进程是shell进程，这里先将str1设置为僵死态，然后向shell进程发送信号，最后调度到shell进程。shell进程收到信号后，释放掉str1的任务结构，并解除task[64]的关系，退出完成
6. 页写保护
- 假设现在有一个用户进程A，它通过fork函数调用创建了一个新进程B，在新进程创建过程中，进程A的页表全部复制给了进程B的页表中，并设置了进程B的页目录项。此时这两个进程共享页面，共享页面引用计数累加为2，并且共享页面被设置为只读属性，无论进程A还是B都不能对共享页面进行写操作。
- 假设此时进程A压栈，就会产生一个页写保护中断，跳转到un_wp_page()函数执行
--- mm --- memory.c --- un_wp_page() --- 若触发中断的页面引用计数为1
| 直接设置为可写
|- new_page=get_free_page()
|- mem_map[MAP_NR(old_page)]--
|- *table_entry = new_page | 7
|- copy_page(old_page,new_page)
- 该函数重新申请了一个页，然后将旧页面的引用计数减一，将新的页地址写入进程A的页表中，并设置为可读可写，然后复制旧页面内容到新页面中
- 中断返回后A进行压栈操作，然后切换到B执行，B也执行了一个压栈操作，此时旧页面仍然是只读状态，因此也会进入页写保护中断，此时旧页面的引用计数为1，因此直接设置为可写，然后退出。
