日期:2014-05-16  浏览次数:20666 次

linux 写时复制 COW 过程梳理
最后一次谈到缺页,是在一年多以前,http://blog.csdn.net/chenyu105/article/details/7061845
那时结个了草率的尾,定格在了handle_pte_fault,留下一句:I will be back 
为避免来回翻阅,将handle_mm_fault再次粘上:
int handle_mm_fault(struct mm_struct *mm, struct vm_area_struct *vma,
		unsigned long address, unsigned int flags)
{
	pgd_t *pgd;
	pud_t *pud;
	pmd_t *pmd;
	pte_t *pte;
	if (unlikely(is_vm_hugetlb_page(vma)))
		return hugetlb_fault(mm, vma, address, flags);
	pgd = pgd_offset(mm, address);
	pud = pud_alloc(mm, pgd, address);
	pmd = pmd_alloc(mm, pud, address);
	pte = pte_alloc_map(mm, pmd, address);
	return handle_pte_fault(mm, vma, address, pte, pmd, flags);
}


这里介绍一下pmd_alloc(mm, pud, address)以及pte_alloc_map(mm, pmd, address)
执行pmd_alloc的流程:如果pmd表不存在,则调用__pmd_alloc创建此pmd表,
并将此pmd表的所有成员都指向invalid_pte_table,最后返回vaddr对应的pmd entry指针(指向一个pte表,当然可能是invalid)。
执行pte_alloc_map(mm, pmd, address)的流程:如果pte表是invalid,则分配一个pte表,并返回pte表中此

address对应的pte_t指针,其值is hoped to filled by page frame number, pfn, 

但很多时候,新分配出来的pte表是全0的一个page,因此他的成员pte entry也就是0了,即*(pte_t) = 0

可以看出,在走到handle_pte_fault时,页表已建好对应vaddr的从pgd->pmd->pud->pte的路径,并搜索出对
应的pte entry值。这个pte entry 的值,要么是0(未访问过时),要么是有效的页框号pfn。
接着将此pte指针传入handle_pte_fault函数,表示要对此页做进一步处理。


static inline int handle_pte_fault(struct mm_struct *mm,
		struct vm_area_struct *vma, unsigned long address,
		pte_t *pte, pmd_t *pmd, unsigned int flags)
{
	pte_t entry;


	entry = *pte;


	if (!pte_present(entry)) {
		if (pte_none(entry)) {
			if (vma->vm_ops) {
				if (likely(vma->vm_ops->fault))
					return do_linear_fault(mm, vma, address,
						pte, pmd, flags, entry);
			}
			return do_anonymous_page(mm, vma, address,
						 pte, pmd, flags);
		}
		if (pte_file(entry))
			return do_nonlinear_fault(mm, vma, address,
					pte, pmd, flags, entry);
		return do_swap_page(mm, vma, address,
					pte, pmd, flags, entry);
	}


	if (flags & FAULT_FLAG_WRITE) {
		if (!pte_write(entry))
			return do_wp_page(mm, vma, address,
					pte, pmd, ptl, entry);
		entry = pte_mkdirty(entry);
	}

	flush_tlb_page(vma, address);

}


如果pte entry的值是0,则pte_present(entry)返回0,表示此页框不在内存中。
页不在内存中,有两种情况,一种是因为还没有分配页框;另外一种是分配了页框,但是页面数据
被交换到磁盘上。第一种情况,即我们常说的请求调页,通常是由于第一次访问了mmap的地址引起。
有了上面的铺垫,我们来看看写时复制是个什么情况。
COW的原因有两种,一种是访问mmap(MAP_PRIVATE,PROT_READ,fd)空间,另外一种是访问fork出来的进程空间。


现在来看mmap(MAP_PRIVATE)的流程。
MAP_PRIVATE的意思是写时复制COW,man mmap里对此的解释是

The MAP_SHARED and MAP_PRIVATE options describe the disposition of write references to the 
underlying object. If MAP_SHARED is specified, write references will change the memory object. 
If MAP_PRIVATE is specified, the initial write reference will create a private copy of the 
memory object page and redirect the mapping to the copy. The private copy is not created until the first write; 
until then, other users who have the object mapped MAP_SHARED can change the object. Either 
MAP_SHARED or MAP_PRIVATE must be specified, but not both. 
The mapping type is retained across fork(2).


上面这段话最重要的一句,就是在第一次写空间的时候出发拷贝。
因此,隐含的两个要点就是,
1) 触发写时复制的时机是在缺页时,而不是mmap时
2) 缺页时如何区分写时复制引起的异常,答案是在缺页异常里,如果发现是写操作,并且对MAP_PRIVATE的
    vma执行的操作,那么就认为是一个写时复制引起的异常,需要进一步做拷贝。


在第一次访问MAP_PRIVATE出来的空间时,走请求调页,对于MAP_PRIVATE标志,文件映射和共享内存映射才有
效,而匿名映射无效,因此走do_linear_fault


static int do_linear_fault(struct mm_struct *mm, struct vm_area_struct *vma,
		unsigned long address, pmd_t *pmd,
		pgoff_t pgoff, unsigned int flags, pte_t orig_pte)
{
	ret = vma->vm_ops->fault(vma, &vmf); //分配一个新页面


	/*
	 * 根据注释,满足下面1,2条件时,会进行cow
	 */
	if (flags & FAULT_FLAG_WRITE) {       //1.如果是写操作引起的异常
		if (!(vma->vm_flags & VM_SHARED)) {  //2. 此空间是MAP_PRIVATE标志
		page = alloc_page_vma(vma, add