连续的堆,和文件映射背后的真内容:brk 与 Page Cache

040 给了 mmap(离散映射)和 VMA 账本。这一章往上叠两块,都复用 040 那套"懒分配 + 按需分页"的骨架,所以代价很小。

一块是 brk——传统 C 程序 malloc 底层要的连续堆区,和 mmap 的离散映射是两种用法。另一块是 Page Cache——040 的文件映射有个洞:映射了文件,page fault 时却映射零页,于是读出来全是零,不是文件内容。Page Cache 补上这个洞,让文件映射在 fault 时读到真内容。

brk:像 mmap 一样懒

mmap 给的是"随便一块新内存",适合动态映射。但传统 C 程序的 malloc 底层走 brk/sbrk——它要的是从 brk_current 往上连续长的堆区。

sys_brk 的实现和 mmap 一样懒:execve 时建一条 Heap VMA 覆盖整个堆窗 [brk_initial, USER_BRK_MAX),然后 sys_brk 只做一件事——边界检查后挪 brk_current,不映射、不取消映射任何页。堆真正增长时,程序访问 brk_current 上方的地址触发 fault,按需分页给页——和 mmap 同一条路径。

// kernel/syscall/sys_brk.hpp —— 6 参(只用第 1 个)
int64_t sys_brk(uint64_t addr, ...);

两个细节:brk_initial 不是写死的,而是 ELF 段的末尾(execve 加载段时跟踪最远段尾,堆紧接在程序镜像后面——标准 Linux 行为);还有 sys_brk 返地址、不返 errno(和 mmap 返 -errno 不同)——失败时返当前值,调用方靠"返值 ≠ 要的值"判断,这是 Linux ABI。

Page Cache:文件映射读到真内容

040 的文件映射有个洞:它只记了 backing inode,fault 时一律映射零页——所以 mmap 一个文件再读,读到全零。Page Cache 补这个洞:缓存文件的内容页,fault 时按 (inode, 页偏移) 取缓存页(没缓存就从盘读进来)。

kernel/mm/page_cache.hpp:

class PageCache {
    // 取一页缓存;没命中就从盘读进来填上
    ErrorOr<CachedPage*> get_page(Inode* inode, uint64_t offset);
    size_t hit_count() const;    // 命中/未命中计数,验证用
    size_t miss_count() const;
};
extern PageCache g_page_cache;

数据结构是个哈希表,键是 (Inode*, 页偏移),每条 CachedPage 持一对物理/虚拟地址。两个设计点:

复用 direct-map。 缓存页的虚拟地址直接取 phys + DIRECT_MAP_BASE,和 037 的 DmaPool 同款——物理地址唯一决定虚拟地址,免单独分配。那条"direct-map 的页表项绝不 unmap"的纪律这里也适用。

get_page 锁外读、锁内插。 命中的话,拿锁查到、bump 引用计数、返;没命中的话,放锁,分配一页 + 调 inode->ops->read 从盘读内容,再重新拿锁插进缓存。这一步是为了杜绝持锁读盘的重入死锁——拿着缓存锁去读盘,读盘路径要是再碰缓存就死锁了。

page fault 变成文件感知

Page Cache 落地后,fault handler(kernel/arch/x86_64/page_fault.cpp)多了一条文件分支(page_fault.cpp:284):

} else if (vma->backing != nullptr && !anonymous) {
    uint64_t file_off = vma->file_offset + (fault_addr - vma->start);
    auto gp = g_page_cache.get_page(vma->backing, file_off);
    // 把缓存页映射进进程页表
}

匿名 VMA / 没 VMA 的路径一字不改——还是原来的零页/宽松映射。只有文件 VMA 走新的缓存路径。这种"加一条分支、不动老路径"的改法,把回归风险压到最低。

文件页给 NX 位:W^X 的延续

文件 fault 路径给"不可执行"的页设了 NX 位(页表里的不可执行标志,bit 63)——这是 W^X(可写就不可执行、可执行就不可写)纪律的延续。但设 NX 有个前置依赖:EFER.NXE(不可执行使能)位必须先开。

为什么是依赖而不是直接设?NXE 没开时,页表里的 NX 位是个保留位——设了它触发保留位异常,无限循环(page_fault.cpp:431 的保留位分支会把它判成 SIGSEGV,但在 EFER.NXE 开启之前这个位根本不该出现)。所以这条路径只在 NXE 那条安全弧把 EFER.NXE 打开之后才生效(page_fault.cpp:297 注释原文:F9 batch 2: NXE is on -- non-exec file pages are NX (bit 63 is valid now; was reserved-bit #PF before EFER.NXE))。启用一项硬件特性之前,所有依赖它的代码都得先确认特性已开,否则保留位异常比普通 bug 难诊断。

验证

grep -n 'int64_t sys_brk\|brk_current\|brk_initial' kernel/syscall/sys_brk.hpp kernel/proc/process.hpp
grep -rn 'class PageCache\|get_page\|g_page_cache\|hit_count' kernel/mm/page_cache.hpp
grep -n 'backing != nullptr\|g_page_cache.get_page' kernel/arch/x86_64/page_fault.cpp

构建:

cmake -B build -S . && cmake --build build -j$(nproc) > /tmp/b.log 2>&1; echo "build=$?"

端到端证据是文件映射的测试:把 ext2 上某文件的字节,和缓存命中后读到的字节比对——对得上,就证明按需读取真把盘上内容读进了缓存。hit_count/miss_count 也能直观看到:第一次读是 miss(读盘),第二次同偏移读是 hit(命中缓存,不读盘)。