芯耀
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Cheetah，曾為 U-boot 社區(qū)和 Linux 內(nèi)核社區(qū)提交過若干補(bǔ)丁，主要從事 Linux 相關(guān)系統(tǒng)軟件開發(fā)工作，負(fù)責(zé) Soc 芯片 BringUp 及系統(tǒng)軟件開發(fā)，喜歡閱讀內(nèi)核源代碼，在不斷的學(xué)習(xí)和工作中深入理解內(nèi)存管理，進(jìn)程調(diào)度，文件系統(tǒng)，設(shè)備驅(qū)動等內(nèi)核子系統(tǒng)。
為了系統(tǒng)的安全性，Linux 內(nèi)核將各個用戶進(jìn)程運(yùn)行在各自獨(dú)立的虛擬地址空間，用戶進(jìn)程之間通過虛擬地址空間相互隔離，不能相互訪問，一個進(jìn)程的奔潰不會影響到整個系統(tǒng)的異常也不會干擾到系統(tǒng)以及其他進(jìn)程運(yùn)行。
Linux 內(nèi)核可以通過共享內(nèi)存的方式為系統(tǒng)節(jié)省大量內(nèi)存，例如 fork 子進(jìn)程的時候，父子進(jìn)程通過只讀的方式共享所有的私有頁面。再比如通過 IPC 共享內(nèi)存方式，各個不相干的進(jìn)程直接可以共享一塊物理內(nèi)存等等。
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我們都知道操作系統(tǒng)開啟 mmu 之后 cpu 訪問到的都是虛擬地址，當(dāng) cpu 訪問一個虛擬地址的時候需要通過 mmu 將虛擬地址轉(zhuǎn)化為物理地址，這叫做正向映射。而與本文相關(guān)的是反向映射，它主要是通過物理頁來找到共享這個頁的所有的 vma 對應(yīng)的頁表項(xiàng)，這是本文討論的問題。
本文目錄：
1. 反向映射的發(fā)展
2. 反向映射應(yīng)用場景
3. 匿名頁的反向映射
4. 文件頁的反向映射
5.ksm 頁的反向映射
5. 總結(jié)
注：反向映射機(jī)制是 Linux 內(nèi)核虛擬內(nèi)存管理的難點(diǎn)也是理解內(nèi)存管理的關(guān)鍵技術(shù)之一！！
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1. 反向映射的發(fā)展
實(shí)際上在早期的 Linux 內(nèi)核版本中是沒有反向映射的這個概念的，那個時候?yàn)榱苏业揭粋€物理頁面對應(yīng)的頁表項(xiàng)就需要遍歷系統(tǒng)中所有的 mm 組成的鏈表，然后對于每一個 mm 再遍歷每一個 vma，然后查看這個 vma 是否映射了這頁，這個過程極其漫長而低效，有的時候不得不遍歷完所有的 mm 然后才能找映射到這個頁的所有 pte。
后來人們發(fā)現(xiàn)了這個問題，就再描述物理頁面的 page 結(jié)構(gòu)體中增加一個指針的方式來解決，通過這個指針來找到一個描述映射這個頁的所有 pte 的數(shù)組結(jié)構(gòu)，這對于反向映射查找所有 pte 易如反掌，但是帶來的是浪費(fèi)內(nèi)存的問題。
接著就在 2.6 內(nèi)核的時候，內(nèi)核大神們想到了復(fù)用 page 結(jié)構(gòu)中的 mapping 字段，然后通過紅黑樹的方式來組織所有映射這個頁的 vma,形成了匿名頁和文件頁的反向映射機(jī)制。
如下為匿名頁反向映射圖解：
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如下為文件頁反向映射圖解：
但是后來匿名頁的反向映射遇到了效率和鎖競爭激烈問題，就促使了目前使用的通過 avc 的方式聯(lián)系各層級反向映射結(jié)構(gòu)然后將鎖的粒度降低的這種方式?？梢钥吹椒聪蛴成涞陌l(fā)展是伴隨著 Linux 內(nèi)核的發(fā)展而發(fā)展，是一個不斷進(jìn)行優(yōu)化演進(jìn)的過程。
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2. 反向映射應(yīng)用場景
那么為何在 Linux 內(nèi)核中需要反向映射這種機(jī)制呢？它究竟為了解決什么樣的問題而產(chǎn)生的呢？
試想有如下場景：
（1）一個物理頁面被多個進(jìn)程的 vma 所映射，系統(tǒng)過程中發(fā)生了內(nèi)存不足，需要回收一些頁面，正好發(fā)現(xiàn)這個頁面是適合我們回收利用的，我們能夠直接把這個頁面還給伙伴系統(tǒng)嗎？答案肯定是不能。因?yàn)檫@個頁面被很多個進(jìn)程所共享，我們必須做的事情就是斷開這個頁面的所以映射關(guān)系，這就是反向映射所做的事情。
（2）一些情況我們需要將一個頁面遷移到另一個頁面，但是牽一發(fā)而動全身，可能有一些進(jìn)程已經(jīng)映射這個即將要遷移的頁面到自己的 vma 中，那么這個時候同樣需要我們知道究竟這個頁面被哪些 vma 所映射呢？這同樣是反向映射所做的事情。
實(shí)際上，反向映射的主要應(yīng)用場景為內(nèi)存回收和頁面遷移，當(dāng)系統(tǒng)發(fā)生內(nèi)存回收和頁面遷移的時候，對于每一個候選頁 Linux 內(nèi)核都會判斷是否為映射頁，如果是，就會調(diào)用 try_to_unmap 來解除頁表映射關(guān)系，本文也主要來從 try_to_unmap 函數(shù)來解讀反向映射機(jī)制。
如果我們在細(xì)致到其他的內(nèi)核子系統(tǒng)會發(fā)現(xiàn)，在內(nèi)存回收，內(nèi)存碎片整理，CMA, 巨型頁，頁遷移等各個場景中都能發(fā)現(xiàn)反向映射所做的關(guān)鍵性的工作，所有理解反向映射機(jī)制在 Linux 內(nèi)核中的實(shí)現(xiàn)是理解掌握這些子系統(tǒng)的基礎(chǔ)和關(guān)鍵性所在，否則你即將不能理解這些技術(shù)背后的脊髓所在，所以說理解反向映射這種機(jī)制對于理解 Linux 內(nèi)核內(nèi)存管理是至關(guān)重要的?。?！
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3. 匿名頁的反向映射
匿名頁的共享主要發(fā)生在父進(jìn)程 fork 子進(jìn)程的時候，父 fork 子進(jìn)程時，會復(fù)制所有 vma 給子進(jìn)程，并通過調(diào)用 dup_mmap->anon_vma_fork 建立子進(jìn)程的 rmap 以及和長輩進(jìn)程 rmap 關(guān)系結(jié)構(gòu)：
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主要通過 anon_vma 這個數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)體中的紅黑樹將共享父進(jìn)程的頁的所有子進(jìn)程的 vma 聯(lián)系起來（通過 anon_vma_chain 來聯(lián)系對應(yīng)的 vma 和 av），當(dāng)然這個關(guān)系建立比較復(fù)雜，涉及到 vma,avc 和 av 這些數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)體。.
而在缺頁異常 do_anonymous_page 的時候?qū)?page 和 vma 相關(guān)聯(lián)。
當(dāng)內(nèi)存回收或頁面遷移的時候，內(nèi)核路徑最終會調(diào)用到：
try_to_unmap //mm/rmap.c
->rmap_walk
->rmap_walk_anon
->anon_vma_interval_tree_foreach(avc, &anon_vma->rb_root,pgoff_start, pgoff_end)
->rwc->rmap_one
->try_to_unmap_one
對于候選頁，會拿到候選頁相關(guān)聯(lián)的 anon_vma，然后從 anon_vma 的紅黑樹中遍歷到所有共享這個頁的 vma，然后對于每一個 vma 通過 try_to_unmap_one 來處理相對應(yīng)的頁表項(xiàng)，將映射關(guān)系解除。
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4. 文件頁的反向映射
文件頁的共享主要發(fā)生在多個進(jìn)程共享 libc 庫，同一個庫文件可以只需要讀取到 page cache 一次，然后通過各個進(jìn)程的頁表映射到各個進(jìn)程的 vma 中。
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管理共享文件頁的所以 vma 是通過 address_space 的區(qū)間樹來管理，在 mmap 或者 fork 的時候?qū)?vma 加入到這顆區(qū)間樹中：
發(fā)生文件映射缺頁異常的時候，將 page 和 address_space 相關(guān)聯(lián)。
當(dāng)內(nèi)存回收或頁面遷移的時候，內(nèi)核路徑最終會調(diào)用到：
try_to_unmap //mm/rmap.c
->rmap_walk
->rmap_walk_file
->vma_interval_tree_foreach(vma, &mapping>i_mmap,pgoff_start, pgoff_end)
->rwc->rmap_one
對于每一個候選的文件頁，如果是映射頁，就會遍歷 page 所對應(yīng)的 address_space 的區(qū)間樹，對于每一個滿足條件的 vma，調(diào)用 try_to_unmap_one 來找到 pte 并解除映射關(guān)系。
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5.ksm 頁的反向映射
ksm 機(jī)制是內(nèi)核將頁面內(nèi)容完全相同的頁面進(jìn)行合并（ksm 管理的都是匿名頁），將映射到這個頁面的頁表項(xiàng)標(biāo)記為只讀，然后釋放掉原來的頁表，來達(dá)到節(jié)省大量內(nèi)存的目的，這對于 host 中開多個虛擬機(jī)的應(yīng)用場景非常有用。
ksm 機(jī)制中會管理兩課紅黑樹，一棵是 stable tree,一棵是 unstable tree，stable tree 中的每個節(jié)點(diǎn) stable_node 中管理的頁面都是頁面內(nèi)容完全相同的頁面（被叫做 kpage）,共享 kpage 的頁面的頁表項(xiàng)都會標(biāo)記為只讀，而且對于原來的候選頁都會有 rmap_item 來描述他的反向映射（其中的 anon_vma 成員的紅黑樹是描述映射這個候選頁的所有 vma 的集合），合并的時候會加入到對應(yīng)的 stable tree 節(jié)點(diǎn)和鏈表中。
當(dāng)內(nèi)存回收或頁面遷移的時候，內(nèi)核路徑最終會調(diào)用到：
try_to_unmap //mm/rmap.c
->rmap_walk
->rmap_walk_ksm //mm/ksm.c
-> hlist_for_each_entry(rmap_item, &stable_node->hlist, hlist)
->anon_vma_interval_tree_foreach(vmac, &anon_vma->rb_root,0, ULONG_MAX)
->rwc->rmap_one
對于一個 ksm 頁面，反向映射的時候，會拿到 ksm 頁面對應(yīng)的節(jié)點(diǎn)，然后遍歷節(jié)點(diǎn)的 hlist 鏈表，拿到每一個 anon_vma，然后就和上面介紹的匿名頁的反向映射一樣了，從 anon_vma 的紅黑樹中找到所有的 vma，最后 try_to_unmap_one 來找到 pte 并解除映射關(guān)系。
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6. 總結(jié)
前面我們介紹了反向映射的三種類型，匿名頁，文件頁和 ksm 頁的反向映射,分別通過 page 所對應(yīng)的的 vma, address_space, stable_node 結(jié)構(gòu)來查找 vma。當(dāng)然我們只是介紹了 Linux 內(nèi)核中的反向映射的冰山一角，主要是 try_to_unmap 函數(shù)，其實(shí)每種反向映射各個數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)建立的過程錯綜復(fù)雜，一篇文章三言兩語也說不清楚，他們散落在 Linux 內(nèi)核源代碼的進(jìn)程創(chuàng)建 fork，內(nèi)存映射 mmap,缺頁異常處理，文件系統(tǒng)等各個角落。
誠然，如果我們搞不清楚各種反正映射所對應(yīng)的各種數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)之間的關(guān)系，或者只是有一些概念上的了解，并沒有真正掌握這種機(jī)制的實(shí)現(xiàn)原理，對于我們來理解 Linux 內(nèi)核虛擬內(nèi)存管理來說是一種障礙，不懂得反向映射，內(nèi)存管理中的很多問題是搞不明白的！
