# 25 | 用户态内存映射：如何找到正确的会议室？ 前面几节，我们既看了虚拟内存空间如何组织的，也看了物理页面如何管理的。现在我们需要一些数据结构，将二者关联起来。 ## mmap的原理 在虚拟地址空间那一节，我们知道，每一个进程都有一个列表vm\_area\_struct，指向虚拟地址空间的不同的内存块，这个变量的名字叫**mmap**。 ``` struct mm_struct { struct vm_area_struct *mmap; /* list of VMAs */ ...... } struct vm_area_struct { /* * For areas with an address space and backing store, * linkage into the address_space->i_mmap interval tree. */ struct { struct rb_node rb; unsigned long rb_subtree_last; } 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_chain; /* Serialized by mmap_sem & * page_table_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_SIZE units */ struct file * vm_file; /* File we map to (can be NULL). */ void * vm_private_data; /* was vm_pte (shared mem) */ ``` 其实内存映射不仅仅是物理内存和虚拟内存之间的映射，还包括将文件中的内容映射到虚拟内存空间。这个时候，访问内存空间就能够访问到文件里面的数据。而仅有物理内存和虚拟内存的映射，是一种特殊情况。 ![](https://static001.geekbang.org/resource/image/f0/45/f0dcb83fcaa4f185a8e36c9d28f12345.jpg) 前面咱们讲堆的时候讲过，如果我们要申请小块内存，就用brk。brk函数之前已经解析过了，这里就不多说了。如果申请一大块内存，就要用mmap。对于堆的申请来讲，mmap是映射内存空间到物理内存。 另外，如果一个进程想映射一个文件到自己的虚拟内存空间，也要通过mmap系统调用。这个时候mmap是映射内存空间到物理内存再到文件。可见mmap这个系统调用是核心，我们现在来看mmap这个系统调用。 ``` SYSCALL_DEFINE6(mmap, unsigned long, addr, unsigned long, len, unsigned long, prot, unsigned long, flags, unsigned long, fd, unsigned long, off) { ...... error = sys_mmap_pgoff(addr, len, prot, flags, fd, off >> PAGE_SHIFT); ...... } SYSCALL_DEFINE6(mmap_pgoff, unsigned long, addr, unsigned long, len, unsigned long, prot, unsigned long, flags, unsigned long, fd, unsigned long, pgoff) { struct file *file = NULL; ...... file = fget(fd); ...... retval = vm_mmap_pgoff(file, addr, len, prot, flags, pgoff); return retval; } ``` 如果要映射到文件，fd会传进来一个文件描述符，并且mmap\_pgoff里面通过fget函数，根据文件描述符获得struct file。struct file表示打开的一个文件。 接下来的调用链是vm\_mmap\_pgoff->do\_mmap\_pgoff->do\_mmap。这里面主要干了两件事情： * 调用get\_unmapped\_area找到一个没有映射的区域； * 调用mmap\_region映射这个区域。 我们先来看get\_unmapped\_area函数。 ``` unsigned long get_unmapped_area(struct file *file, unsigned long addr, unsigned long len, unsigned long pgoff, unsigned long flags) { unsigned long (*get_area)(struct file *, unsigned long, unsigned long, unsigned long, unsigned long); ...... get_area = current->mm->get_unmapped_area; if (file) { if (file->f_op->get_unmapped_area) get_area = file->f_op->get_unmapped_area; } ...... } ``` 这里面如果是匿名映射，则调用mm\_struct里面的get\_unmapped\_area函数。这个函数其实是arch\_get\_unmapped\_area。它会调用find\_vma\_prev，在表示虚拟内存区域的vm\_area\_struct红黑树上找到相应的位置。之所以叫prev，是说这个时候虚拟内存区域还没有建立，找到前一个vm\_area\_struct。 如果不是匿名映射，而是映射到一个文件，这样在Linux里面，每个打开的文件都有一个struct file结构，里面有一个file\_operations，用来表示和这个文件相关的操作。如果是我们熟知的ext4文件系统，调用的是thp\_get\_unmapped\_area。如果我们仔细看这个函数，最终还是调用mm\_struct里面的get\_unmapped\_area函数。殊途同归。 ``` const struct file_operations ext4_file_operations = { ...... .mmap = ext4_file_mmap .get_unmapped_area = thp_get_unmapped_area, }; unsigned long __thp_get_unmapped_area(struct file *filp, unsigned long len, loff_t off, unsigned long flags, unsigned long size) { unsigned long addr; loff_t off_end = off + len; loff_t off_align = round_up(off, size); unsigned long len_pad; len_pad = len + size; ...... addr = current->mm->get_unmapped_area(filp, 0, len_pad, off >> PAGE_SHIFT, flags); addr += (off - addr) & (size - 1); return addr; } ``` 我们再来看mmap\_region，看它如何映射这个虚拟内存区域。 ``` unsigned long mmap_region(struct file *file, unsigned long addr, unsigned long len, vm_flags_t vm_flags, unsigned long pgoff, struct list_head *uf) { struct mm_struct *mm = current->mm; struct vm_area_struct *vma, *prev; struct rb_node **rb_link, *rb_parent; /* * Can we just expand an old mapping? */ vma = vma_merge(mm, prev, addr, addr + len, vm_flags, NULL, file, pgoff, NULL, NULL_VM_UFFD_CTX); if (vma) goto out; /* * Determine the object being mapped and call the appropriate * specific mapper. the address has already been validated, but * not unmapped, but the maps are removed from the list. */ vma = kmem_cache_zalloc(vm_area_cachep, GFP_KERNEL); if (!vma) { error = -ENOMEM; goto unacct_error; } vma->vm_mm = mm; vma->vm_start = addr; vma->vm_end = addr + len; vma->vm_flags = vm_flags; vma->vm_page_prot = vm_get_page_prot(vm_flags); vma->vm_pgoff = pgoff; INIT_LIST_HEAD(&vma->anon_vma_chain); if (file) { vma->vm_file = get_file(file); error = call_mmap(file, vma); addr = vma->vm_start; vm_flags = vma->vm_flags; } ...... vma_link(mm, vma, prev, rb_link, rb_parent); return addr; ..... ``` 还记得咱们刚找到了虚拟内存区域的前一个vm\_area\_struct，我们首先要看，是否能够基于它进行扩展，也即调用vma\_merge，和前一个vm\_area\_struct合并到一起。 如果不能，就需要调用kmem\_cache\_zalloc，在Slub里面创建一个新的vm\_area\_struct对象，设置起始和结束位置，将它加入队列。如果是映射到文件，则设置vm\_file为目标文件，调用call\_mmap。其实就是调用file\_operations的mmap函数。对于ext4文件系统，调用的是ext4\_file\_mmap。从这个函数的参数可以看出，这一刻文件和内存开始发生关系了。这里我们将vm\_area\_struct的内存操作设置为文件系统操作，也就是说，读写内存其实就是读写文件系统。 ``` static inline int call_mmap(struct file *file, struct vm_area_struct *vma) { return file->f_op->mmap(file, vma); } static int ext4_file_mmap(struct file *file, struct vm_area_struct *vma) { ...... vma->vm_ops = &ext4_file_vm_ops; ...... } ``` 我们再回到mmap\_region函数。最终，vma\_link函数将新创建的vm\_area\_struct挂在了mm\_struct里面的红黑树上。 这个时候，从内存到文件的映射关系，至少要在逻辑层面建立起来。那从文件到内存的映射关系呢？vma\_link还做了另外一件事情，就是\_\_vma\_link\_file。这个东西要用于建立这层映射关系。 对于打开的文件，会有一个结构struct file来表示。它有个成员指向struct address\_space结构，这里面有棵变量名为i\_mmap的红黑树，vm\_area\_struct就挂在这棵树上。 ``` struct address_space { struct inode *host; /* owner: inode, block_device */ ...... struct rb_root i_mmap; /* tree of private and shared mappings */ ...... const struct address_space_operations *a_ops; /* methods */ ...... } static void __vma_link_file(struct vm_area_struct *vma) { struct file *file; file = vma->vm_file; if (file) { struct address_space *mapping = file->f_mapping; vma_interval_tree_insert(vma, &mapping->i_mmap); } ``` 到这里，内存映射的内容要告一段落了。你可能会困惑，好像还没和物理内存发生任何关系，还是在虚拟内存里面折腾呀？ 对的，因为到目前为止，我们还没有开始真正访问内存呀！这个时候，内存管理并不直接分配物理内存，因为物理内存相对于虚拟地址空间太宝贵了，只有等你真正用的那一刻才会开始分配。 ## 用户态缺页异常 一旦开始访问虚拟内存的某个地址，如果我们发现，并没有对应的物理页，那就触发缺页中断，调用do\_page\_fault。 ``` dotraplinkage void notrace do_page_fault(struct pt_regs *regs, unsigned long error_code) { unsigned long address = read_cr2(); /* Get the faulting address */ ...... __do_page_fault(regs, error_code, address); ...... } /* * This routine handles page faults. It determines the address, * and the problem, and then passes it off to one of the appropriate * routines. */ static noinline void __do_page_fault(struct pt_regs *regs, unsigned long error_code, unsigned long address) { struct vm_area_struct *vma; struct task_struct *tsk; struct mm_struct *mm; tsk = current; mm = tsk->mm; if (unlikely(fault_in_kernel_space(address))) { if (vmalloc_fault(address) >= 0) return; } ...... vma = find_vma(mm, address); ...... fault = handle_mm_fault(vma, address, flags); ...... ``` 在\_\_do\_page\_fault里面，先要判断缺页中断是否发生在内核。如果发生在内核则调用vmalloc\_fault，这就和咱们前面学过的虚拟内存的布局对应上了。在内核里面，vmalloc区域需要内核页表映射到物理页。咱们这里把内核的这部分放放，接着看用户空间的部分。 接下来在用户空间里面，找到你访问的那个地址所在的区域vm\_area\_struct，然后调用handle\_mm\_fault来映射这个区域。 ``` static int __handle_mm_fault(struct vm_area_struct *vma, unsigned long address, unsigned int flags) { struct vm_fault vmf = { .vma = vma, .address = address & PAGE_MASK, .flags = flags, .pgoff = linear_page_index(vma, address), .gfp_mask = __get_fault_gfp_mask(vma), }; struct mm_struct *mm = vma->vm_mm; pgd_t *pgd; p4d_t *p4d; int ret; pgd = pgd_offset(mm, address); p4d = p4d_alloc(mm, pgd, address); ...... vmf.pud = pud_alloc(mm, p4d, address); ...... vmf.pmd = pmd_alloc(mm, vmf.pud, address); ...... return handle_pte_fault(&vmf); } ``` 到这里，终于看到了我们熟悉的PGD、P4G、PUD、PMD、PTE，这就是前面讲页表的时候，讲述的四级页表的概念，因为暂且不考虑五级页表，我们暂时忽略P4G。 ![](https://static001.geekbang.org/resource/image/9b/f1/9b802943af4e3ae80ce4d0d7f2190af1.jpg) pgd\_t 用于全局页目录项，pud\_t 用于上层页目录项，pmd\_t 用于中间页目录项，pte\_t 用于直接页表项。 每个进程都有独立的地址空间，为了这个进程独立完成映射，每个进程都有独立的进程页表，这个页表的最顶级的pgd存放在task\_struct中的mm\_struct的pgd变量里面。 在一个进程新创建的时候，会调用fork，对于内存的部分会调用copy\_mm，里面调用dup\_mm。 ``` /* * Allocate a new mm structure and copy contents from the * mm structure of the passed in task structure. */ static struct mm_struct *dup_mm(struct task_struct *tsk) { struct mm_struct *mm, *oldmm = current->mm; mm = allocate_mm(); memcpy(mm, oldmm, sizeof(*mm)); if (!mm_init(mm, tsk, mm->user_ns)) goto fail_nomem; err = dup_mmap(mm, oldmm); return mm; } ``` 在这里，除了创建一个新的mm\_struct，并且通过memcpy将它和父进程的弄成一模一样之外，我们还需要调用mm\_init进行初始化。接下来，mm\_init调用mm\_alloc\_pgd，分配全局页目录项，赋值给mm\_struct的pgd成员变量。 ``` static inline int mm_alloc_pgd(struct mm_struct *mm) { mm->pgd = pgd_alloc(mm); return 0; } ``` pgd\_alloc里面除了分配PGD之外，还做了很重要的一个事情，就是调用pgd\_ctor。 ``` static void pgd_ctor(struct mm_struct *mm, pgd_t *pgd) { /* If the pgd points to a shared pagetable level (either the ptes in non-PAE, or shared PMD in PAE), then just copy the references from swapper_pg_dir. */ if (CONFIG_PGTABLE_LEVELS == 2 || (CONFIG_PGTABLE_LEVELS == 3 && SHARED_KERNEL_PMD) || CONFIG_PGTABLE_LEVELS >= 4) { clone_pgd_range(pgd + KERNEL_PGD_BOUNDARY, swapper_pg_dir + KERNEL_PGD_BOUNDARY, KERNEL_PGD_PTRS); } ...... } ``` pgd\_ctor干了什么事情呢？我们注意看里面的注释，它拷贝了对于swapper\_pg\_dir的引用。swapper\_pg\_dir是内核页表的最顶级的全局页目录。 一个进程的虚拟地址空间包含用户态和内核态两部分。为了从虚拟地址空间映射到物理页面，页表也分为用户地址空间的页表和内核页表，这就和上面遇到的vmalloc有关系了。在内核里面，映射靠内核页表，这里内核页表会拷贝一份到进程的页表。至于swapper\_pg\_dir是什么，怎么初始化的，怎么工作的，我们还是先放一放，放到下一节统一讨论。 至此，一个进程fork完毕之后，有了内核页表，有了自己顶级的pgd，但是对于用户地址空间来讲，还完全没有映射过。这需要等到这个进程在某个CPU上运行，并且对内存访问的那一刻了。 当这个进程被调度到某个CPU上运行的时候，咱们在[调度](https://time.geekbang.org/column/article/93251)那一节讲过，要调用context\_switch进行上下文切换。对于内存方面的切换会调用switch\_mm\_irqs\_off，这里面会调用 load\_new\_mm\_cr3。 cr3是CPU的一个寄存器，它会指向当前进程的顶级pgd。如果CPU的指令要访问进程的虚拟内存，它就会自动从cr3里面得到pgd在物理内存的地址，然后根据里面的页表解析虚拟内存的地址为物理内存，从而访问真正的物理内存上的数据。 这里需要注意两点。第一点，cr3里面存放当前进程的顶级pgd，这个是硬件的要求。cr3里面需要存放pgd在物理内存的地址，不能是虚拟地址。因而load\_new\_mm\_cr3里面会使用\_\_pa，将mm\_struct里面的成员变量pgd（mm\_struct里面存的都是虚拟地址）变为物理地址，才能加载到cr3里面去。 第二点，用户进程在运行的过程中，访问虚拟内存中的数据，会被cr3里面指向的页表转换为物理地址后，才在物理内存中访问数据，这个过程都是在用户态运行的，地址转换的过程无需进入内核态。 只有访问虚拟内存的时候，发现没有映射到物理内存，页表也没有创建过，才触发缺页异常。进入内核调用do\_page\_fault，一直调用到\_\_handle\_mm\_fault，这才有了上面解析到这个函数的时候，我们看到的代码。既然原来没有创建过页表，那只好补上这一课。于是，\_\_handle\_mm\_fault调用pud\_alloc和pmd\_alloc，来创建相应的页目录项，最后调用handle\_pte\_fault来创建页表项。 绕了一大圈，终于将页表整个机制的各个部分串了起来。但是咱们的故事还没讲完，物理的内存还没找到。我们还得接着分析handle\_pte\_fault的实现。 ``` static int handle_pte_fault(struct vm_fault *vmf) { pte_t entry; ...... vmf->pte = pte_offset_map(vmf->pmd, vmf->address); vmf->orig_pte = *vmf->pte; ...... if (!vmf->pte) { if (vma_is_anonymous(vmf->vma)) return do_anonymous_page(vmf); else return do_fault(vmf); } if (!pte_present(vmf->orig_pte)) return do_swap_page(vmf); ...... } ``` 这里面总的来说分了三种情况。如果PTE，也就是页表项，从来没有出现过，那就是新映射的页。如果是匿名页，就是第一种情况，应该映射到一个物理内存页，在这里调用的是do\_anonymous\_page。如果是映射到文件，调用的就是do\_fault，这是第二种情况。如果PTE原来出现过，说明原来页面在物理内存中，后来换出到硬盘了，现在应该换回来，调用的是do\_swap\_page。 我们来看第一种情况，do\_anonymous\_page。对于匿名页的映射，我们需要先通过pte\_alloc分配一个页表项，然后通过alloc\_zeroed\_user\_highpage\_movable分配一个页。之后它会调用alloc\_pages\_vma，并最终调用\_\_alloc\_pages\_nodemask。 这个函数你还记得吗？就是咱们伙伴系统的核心函数，专门用来分配物理页面的。do\_anonymous\_page接下来要调用mk\_pte，将页表项指向新分配的物理页，set\_pte\_at会将页表项塞到页表里面。 ``` static int do_anonymous_page(struct vm_fault *vmf) { struct vm_area_struct *vma = vmf->vma; struct mem_cgroup *memcg; struct page *page; int ret = 0; pte_t entry; ...... if (pte_alloc(vma->vm_mm, vmf->pmd, vmf->address)) return VM_FAULT_OOM; ...... page = alloc_zeroed_user_highpage_movable(vma, vmf->address); ...... entry = mk_pte(page, vma->vm_page_prot); if (vma->vm_flags & VM_WRITE) entry = pte_mkwrite(pte_mkdirty(entry)); vmf->pte = pte_offset_map_lock(vma->vm_mm, vmf->pmd, vmf->address, &vmf->ptl); ...... set_pte_at(vma->vm_mm, vmf->address, vmf->pte, entry); ...... } ``` 第二种情况映射到文件do\_fault，最终我们会调用\_\_do\_fault。 ``` static int __do_fault(struct vm_fault *vmf) { struct vm_area_struct *vma = vmf->vma; int ret; ...... ret = vma->vm_ops->fault(vmf); ...... return ret; } ``` 这里调用了struct vm\_operations\_struct vm\_ops的fault函数。还记得咱们上面用mmap映射文件的时候，对于ext4文件系统，vm\_ops指向了ext4\_file\_vm\_ops，也就是调用了ext4\_filemap\_fault。 ``` static const struct vm_operations_struct ext4_file_vm_ops = { .fault = ext4_filemap_fault, .map_pages = filemap_map_pages, .page_mkwrite = ext4_page_mkwrite, }; int ext4_filemap_fault(struct vm_fault *vmf) { struct inode *inode = file_inode(vmf->vma->vm_file); ...... err = filemap_fault(vmf); ...... return err; } ``` ext4\_filemap\_fault里面的逻辑我们很容易就能读懂。vm\_file就是咱们当时mmap的时候映射的那个文件，然后我们需要调用filemap\_fault。对于文件映射来说，一般这个文件会在物理内存里面有页面作为它的缓存，find\_get\_page就是找那个页。如果找到了，就调用do\_async\_mmap\_readahead，预读一些数据到内存里面；如果没有，就跳到no\_cached\_page。 ``` int filemap_fault(struct vm_fault *vmf) { int error; struct file *file = vmf->vma->vm_file; struct address_space *mapping = file->f_mapping; struct inode *inode = mapping->host; pgoff_t offset = vmf->pgoff; struct page *page; int ret = 0; ...... page = find_get_page(mapping, offset); if (likely(page) && !(vmf->flags & FAULT_FLAG_TRIED)) { do_async_mmap_readahead(vmf->vma, ra, file, page, offset); } else if (!page) { goto no_cached_page; } ...... vmf->page = page; return ret | VM_FAULT_LOCKED; no_cached_page: error = page_cache_read(file, offset, vmf->gfp_mask); ...... } ``` 如果没有物理内存中的缓存页，那我们就调用page\_cache\_read。在这里显示分配一个缓存页，将这一页加到lru表里面，然后在address\_space中调用address\_space\_operations的readpage函数，将文件内容读到内存中。address\_space的作用咱们上面也介绍过了。 ``` static int page_cache_read(struct file *file, pgoff_t offset, gfp_t gfp_mask) { struct address_space *mapping = file->f_mapping; struct page *page; ...... page = __page_cache_alloc(gfp_mask|__GFP_COLD); ...... ret = add_to_page_cache_lru(page, mapping, offset, gfp_mask & GFP_KERNEL); ...... ret = mapping->a_ops->readpage(file, page); ...... } ``` struct address\_space\_operations对于ext4文件系统的定义如下所示。这么说来，上面的readpage调用的其实是ext4\_readpage。因为我们还没讲到文件系统，这里我们不详细介绍ext4\_readpage具体干了什么。你只要知道，最后会调用ext4\_read\_inline\_page，这里面有部分逻辑和内存映射有关就行了。 ``` static const struct address_space_operations ext4_aops = { .readpage = ext4_readpage, .readpages = ext4_readpages, ...... }; static int ext4_read_inline_page(struct inode *inode, struct page *page) { void *kaddr; ...... kaddr = kmap_atomic(page); ret = ext4_read_inline_data(inode, kaddr, len, &iloc); flush_dcache_page(page); kunmap_atomic(kaddr); ...... } ``` 在ext4\_read\_inline\_page函数里，我们需要先调用kmap\_atomic，将物理内存映射到内核的虚拟地址空间，得到内核中的地址kaddr。 我们在前面提到过kmap\_atomic，它是用来做临时内核映射的。本来把物理内存映射到用户虚拟地址空间，不需要在内核里面映射一把。但是，现在因为要从文件里面读取数据并写入这个物理页面，又不能使用物理地址，我们只能使用虚拟地址，这就需要在内核里面临时映射一把。临时映射后，ext4\_read\_inline\_data读取文件到这个虚拟地址。读取完毕后，我们取消这个临时映射kunmap\_atomic就行了。 至于kmap\_atomic的具体实现，我们还是放到内核映射部分再讲。 我们再来看第三种情况，do\_swap\_page。之前我们讲过物理内存管理，你这里可以回忆一下。如果长时间不用，就要换出到硬盘，也就是swap，现在这部分数据又要访问了，我们还得想办法再次读到内存中来。 ``` int do_swap_page(struct vm_fault *vmf) { struct vm_area_struct *vma = vmf->vma; struct page *page, *swapcache; struct mem_cgroup *memcg; swp_entry_t entry; pte_t pte; ...... entry = pte_to_swp_entry(vmf->orig_pte); ...... page = lookup_swap_cache(entry); if (!page) { page = swapin_readahead(entry, GFP_HIGHUSER_MOVABLE, vma, vmf->address); ...... } ...... swapcache = page; ...... pte = mk_pte(page, vma->vm_page_prot); ...... set_pte_at(vma->vm_mm, vmf->address, vmf->pte, pte); vmf->orig_pte = pte; ...... swap_free(entry); ...... } ``` do\_swap\_page函数会先查找swap文件有没有缓存页。如果没有，就调用swapin\_readahead，将swap文件读到内存中来，形成内存页，并通过mk\_pte生成页表项。set\_pte\_at将页表项插入页表，swap\_free将swap文件清理。因为重新加载回内存了，不再需要swap文件了。 swapin\_readahead会最终调用swap\_readpage，在这里，我们看到了熟悉的readpage函数，也就是说读取普通文件和读取swap文件，过程是一样的，同样需要用kmap\_atomic做临时映射。 ``` int swap_readpage(struct page *page, bool do_poll) { struct bio *bio; int ret = 0; struct swap_info_struct *sis = page_swap_info(page); blk_qc_t qc; struct block_device *bdev; ...... if (sis->flags & SWP_FILE) { struct file *swap_file = sis->swap_file; struct address_space *mapping = swap_file->f_mapping; ret = mapping->a_ops->readpage(swap_file, page); return ret; } ...... } ``` 通过上面复杂的过程，用户态缺页异常处理完毕了。物理内存中有了页面，页表也建立好了映射。接下来，用户程序在虚拟内存空间里面，可以通过虚拟地址顺利经过页表映射的访问物理页面上的数据了。 为了加快映射速度，我们不需要每次从虚拟地址到物理地址的转换都走一遍页表。 ![](https://static001.geekbang.org/resource/image/94/b3/94efd92cbeb4d4ff155a645b93d71eb3.jpg) 页表一般都很大，只能存放在内存中。操作系统每次访问内存都要折腾两步，先通过查询页表得到物理地址，然后访问该物理地址读取指令、数据。 为了提高映射速度，我们引入了**TLB**（Translation Lookaside Buffer），我们经常称为**快表**，专门用来做地址映射的硬件设备。它不在内存中，可存储的数据比较少，但是比内存要快。所以，我们可以想象，TLB就是页表的Cache，其中存储了当前最可能被访问到的页表项，其内容是部分页表项的一个副本。 有了TLB之后，地址映射的过程就像图中画的。我们先查块表，块表中有映射关系，然后直接转换为物理地址。如果在TLB查不到映射关系时，才会到内存中查询页表。 ## 总结时刻 用户态的内存映射机制，我们解析的差不多了，我们来总结一下，用户态的内存映射机制包含以下几个部分。 * 用户态内存映射函数mmap，包括用它来做匿名映射和文件映射。 * 用户态的页表结构，存储位置在mm\_struct中。 * 在用户态访问没有映射的内存会引发缺页异常，分配物理页表、补齐页表。如果是匿名映射则分配物理内存；如果是swap，则将swap文件读入；如果是文件映射，则将文件读入。 ![](https://static001.geekbang.org/resource/image/78/44/78d351d0105c8e5bf0e49c685a2c1a44.jpg) ## 课堂练习 你可以试着用mmap系统调用，写一个程序来映射一个文件，并读取文件的内容。 欢迎留言和我分享你的疑惑和见解，也欢迎你收藏本节内容，反复研读。你也可以把今天的内容分享给你的朋友，和他一起学习、进步。 ![](https://static001.geekbang.org/resource/image/8c/37/8c0a95fa07a8b9a1abfd394479bdd637.jpg)