返回用户进程地址空间中已经有映射过的normal mapping页面的struct page数据结构,如果没有则调用faultin_page函数,其底层会调用到 handle_mm_fault 函数进入缺页处理流程,内核在这里会为其分配物理内存页,并在进程页表中建立好映射关系。
该程序使用mmap /dev/mem指定的物理地址,在用户态操作寄存器。类似于: 内核调试之devmem直接读写寄存器 - 知乎 (zhihu.com) A核负责扫描,B核负责利用该寄存器答复A核。AB两个核是inner shareable。A核对某个RC扫描,x16 lane拆分为两个x8,一个做rc x8,一个做ep x8,使用pci链接线连接两个x8. 硬件链接和扫描...
随后MMU 就会触发缺页异常(page fault),进程切换到内核态,在内核缺页中断处理程序中会发现引起缺页的这段 VMA 是私有文件映射的,所以内核会首先通过 vm_area_struct->vm_pgoff 在文件 page cache 中查找是否有缓存相应的文件页(映射的磁盘块对应的文件页)。 struct vm_area_struct { unsigned long vm_pgoff; ...
首先用perf分析应用程序行为,发现程序在运行时产生了不少page fault,感觉是mmap之后内核并没有建立映射,而是在第一次访问此地址时,产生fault in所致。 第一个想法 首先想到优化点是:用MAP_POPULATE强制在mmap系统调用里面把所有的页面都fault in,这样后面访问就不会产生page fault而耽误时间了。因为page fault不管是...
因为笔者先入为主的观念,把所有page fault都当成了缺页异常,而没有第一时间想到permission fault的可能,导致浪费了大量时间来分析remap_pfn_range的行为,虽然代码逻辑整理了不少,但一直没能进入核心要点。这一点突破以后,后面的分析和解决就是水到渠成的事情了。
这时MMU 就会触发缺页异常(page fault),这里的缺页指的就是缺少物理内存页,随后进程就会切换到内核态,在内核缺页中断处理程序中,为这段虚拟内存区域分配对应大小的物理内存页,随后将物理内存页中的内容全部初始化为 0 ,最后在页表中建立虚拟内存与物理内存的映射关系,缺页异常处理结束。
但如果用mmap的话,那么这段数据会首先拷贝到内存中作为页缓存(即page cache)。用mmap将这段内存映射到用户空间,则进程可以通过指针直接读写page cache,不再需要多余的系统调用和内存拷贝。 不过虽然少了一次拷贝,但mmap会触发缺页中断(page fault),相比于内存拷贝而言,缺页中断的开销更大。所以性能而言mmap大部分情...
而是直到下次真正访问地址空间时发现数据不存在于物理内存空间时才触发Page Fault ,将缺失的 Page 换入内存空间 */ (flags & (MAP_POPULATE | MAP_NONBLOCK)) == MAP_POPULATE)) *populate = len; return addr; } 1. 2. 3. 4. 5. 6. 7. ...
而是直到下次真正访问地址空间时发现数据不存在于物理内存空间时才触发Page Fault ,将缺失的 Page 换入内存空间*/(flags& (MAP_POPULATE | MAP_NONBLOCK)) ==MAP_POPULATE))*populate =len;returnaddr; } 代码有很多,但是核心功能其实并不复杂:找到空闲的虚拟内存地址,并根据不同的文件打开方式设置不同的vm标志...
* space that has a special rule for the page-fault handlers (ie a shared * library, the executable area etc). */ structvm_area_struct{ /* The first cache line has the info for VMA tree walking. */ unsignedlongvm_start;/* Our start address within vm_mm. */ ...