TL;DR:内核究竟是如何在 /proc/$PID/smaps 中进行脏页统计的？ ？
考虑以下 C 程序语句:
static char page1[PAGE_SIZE] __attribute__ ((aligned (PAGE_SIZE)));
现在未初始化的变量在开始时为零。我的理解是，在程序启动时，内核将未初始化的变量映射到零页，并对页面进行写时复制延迟分配。很好，有道理，这样内核就可以在发生页面错误时解决未初始化部分的脏页。
现在考虑语句:
static char page1[PAGE_SIZE] __attribute__ ((aligned (PAGE_SIZE))) = {'c'};
在这里，加载程序将加载 page1 的值在程序初始化时，和
将页面标记为 RW。所以程序所做的任何写入对内核来说都是不可见的
因为没有页面错误被触发。
下面是我写的实验程序:
#define PAGE_SIZE (4*1024)
static char page1[PAGE_SIZE] __attribute__ ((aligned (PAGE_SIZE))) = {'c'};
int main()
{
char c; int i; int *d;
scanf("%c", &c); // --------- tag 1
for(i = 0; i < PAGE_SIZE; i++)
{
page1[i] = c; // --------- tag 2
}
d = malloc(sizeof(int));
while(1);
return 0;
}
现在在标记 1 之前和标记 2 之后(代码中的注释)，/proc/$PID/smaps 的输出对于包含 page1 的部分粘贴在下面的表格中:
如你所见，上面的粗体参数发生了变化。
问题:
- 内核到底是怎么知道我写了这个页面的？
- 这是什么
Anonymous字段，为什么会发生变化？
任何其他详细解释所有工作的页面/博客/手册都会有所帮助。
我的猜测是，也许内核将页面标记为 RO，即使它是 RW，以便触发页面错误并且它可以进行统计。或者也许还有其他一些过程 不断遍历进程的页表，但这似乎太昂贵了。
最佳答案
Now consider the statement
static char page1[PAGE_SIZE] __attribute__ ((aligned (PAGE_SIZE))) = {'c'}Here, the loader will load the values for page1 at init of the program, and mark the page as RW.
您似乎认为加载程序会为这条语句写入内存，但实际上并没有。
在这种情况下发生的不是 mmap RW + 写入字节 'c'。该字节已在编译时嵌入到您的可执行文件中，因此唯一发生的是 mmap RW，仅此而已。像这样:
mmap(0, PROT_READ|PROT_WRITE, MAP_PRIVATE, fd_of_your_elf, offset_of_data_section);
或者，最有可能的是，只是 mmap(...entire file...) 后跟一系列具有不同部分的正确权限的 mprotect() Sprite 的。
实际上，在这种情况下，甚至不是加载程序执行此操作，而是内核本身将可执行文件映射到内存，假设您将程序作为 ./exe 启动。加载程序仅在以 /path/to/loader./exe 调用时自行映射程序。另见 this other answer of mine在这里我有更详细的解释。
How on earth did the kernel got to know I wrote the page?
您可能已经知道，当您的程序最初映射到内存中时(包括包含 page1 的页面)，即使该页面的映射是 RW，也没有真正需要内核实际为页面分配内存，直到发生读取或写入。这种技术被称为 demand paging .最初(在映射之后)该页面甚至不存在于您进程的页表中:它仅作为众多 vm_area_struct 之一存在。任务内存映射中的条目。
当发生页面错误(由读或写引起)时，内核会根据映射的性质决定要做什么。在这种情况下，映射是文件支持的(整个 page1 数组的实际初始值在编译时写入您的 ELF 文件)，因此两种可能的情况如下:
当发生内存读取时，会发生页面错误，页面内容会从文件中读取到内存中。新分配的页面现在被标记为只读，即使它被映射为 RW(内核仍然知道这个 VMA 是 RW)。
当发生内存写入时，有两种情况:要么 (A) 由于之前的读取，页面已经存在于内存中(并且是标记为 RO)，或者 (B) 该页面根本不在内存中，因为这是对其的第一次内存访问。在这两种情况下，都会发生页面错误，内核会检查是否允许写入(是的)，并且 copy-on-write发生。
由于该页面是文件备份的，但未共享(即未使用
MAP_SHARED进行映射)，因此不需要将数据写回到文件中，因此内核简单地分配一个新的匿名页面，然后从前一页复制内容(情况A)或从文件中读取页面到内存中(情况 B) 在应用写入之前。这就是您看到Anonymous从 0kB 变为 4kB 的原因。此外，由于旧页面在写时复制之前只有一个用户，它可以被释放，这就是您看到
Rss保持不变的原因。最后，在写入之前页面是干净的(不脏)，写入之后它变脏了(不干净)，所以这就是为什么您看到Private_Clean和Private_Dirty发生变化的原因值(value)观。
关于c - 通过/proc/$PID/smaps 在 Linux 内核中进行脏页统计，我们在Stack Overflow上找到一个类似的问题： https://stackoverflow.com/questions/70822002/