OS学习--从操作系统启动进程到缺页异常以及内核/用户的处理
我们知道一个程序的执行，需要可执行文件的生成和加载，从操作系统的角度来看可执行文件的装载，重点依赖虚拟存储方式，特别是虚拟地址空间的开辟以及硬件地址转换和映射机制。
首先，代码原始文本经过预编译，编译，汇编，链接装载(指包含符号解析与重定向过程的静态链接)之后，生成一类可执行文件，或称为ELF文件；之后操作系统为该进程创建独立的虚拟空间，使其有别于其他进程。总体来看从创建进程到装载可执行文件并启动主要分为：
1.创建独立虚拟地址空间；
2.读取可执行文件头，创建虚拟空间与可执行文件的映射关系；
3.将可执行文件入口地址存入CPU指令寄存器，返回执行启动；
详细的，对于Linux内核来说，在用户层面bash进程会fork()一个新进程，新进程会调用execve()系统调用执行指定的ELF文件，原先bash等待新进程执行结束；内核装载ELF文件的系统调用入口是sys_execve()，参数检查后调用do_execve()，来读取文件头，然后调用search_binary_handle，所有可执行文件格式都有匹配的装载处理过程，该函数会通过魔数来确定文件格式并调用处理方法，对ELF来说将调用load_elf_binary()，其主要步骤是：
1.检查文件格式有效性；
2.寻找动态链接的“.interp”段，设置动态链接器路径(注意动态链接器本身是通过自举静态链接的)；
3.根据ELF可执行文件的Header描述对ELF文件映射到fork进程中；
4.初始化ELF进程环境，如寄存器地址等；
5. 将系统调用的返回地址修改为ELF入口节点，对于静态链接ELF文件，入口是文件头中Header所指向的地址，对于动态链接，入口是动态链接器；当sys_execve()系统调用从内核态返回到用户态时，EIP寄存器跳转到ELF入口地址，ELF装载完成开始运行程序。
对于地址转换与映射机制，我们回顾多级Cache，Page页表，TLB等存储结构，以及完整的寻址流程，首先值得注意的是Cache，page，TLB以及内存的访问/命中顺序：
如下图所示，Cache按照与CPU的距离可以划分为不同层级，从功能上来看，如果TLB介于 CPU 和 Cache之间，其实就是MMU介于CPU和Cache之间，则是先访问TLB后访问Cache且此时访问Cache使用的是物理地址，这种情况称为物理Cache。如果TLB介于 Cache和Memory之间，即MMU介于Cache与Memory之间，则是先访问Cache后访问TLB且此时访问Cache使用的是虚拟地址，这种情况称为逻辑Cache：
因此按物理cache的设定来看，基本的寻址顺序应该是从CPU获得虚拟地址起，在MMU的TLB中查找常用页表项(称为快表查找)，如果未命中，查找Page页表寄存器进行地址转换：
虚页号+页偏移-->页表寄存器-->物理页号+页偏移
根据物理地址查找物理cache(内存副本)，如果未找到，则查找内存；
回到可执行文件被映射的虚拟空间，进程虚拟空间的分布如下：
操作系统将ELF到虚拟地址空间的映射关系保存为一个内部数据结构；同时，系统设置了一种新的段概念作为虚拟地址空间的管理单位，Linux叫做虚拟内存区域(VMA)，Windows中叫做虚拟段(VS)；注意，堆和栈在任何进程中都分别有一个对应的VMA，其余ELF段的段合并原则，是按照有相同属性的，有相同映像文件的映射成一个VMA；一个进程按照权限可以分为如下几类VMA：
1.代码VMA；//rx
2.数据VMA；//rwx
3.堆VMA；//rwx
4.栈VMA；//rw
5.匿名VMA；//未使用
映射关系如下图：
详细请见：Linux可执行文件与进程的虚拟地址空间_@HDS的博客-CSDN博客_可执行文件 虚拟地址
缺页中断原理
对于进程刚刚创建运行的阶段也会伴随大量缺页异常，操作系统具备一系列流程用来处理缺页异常；首先了解Linux系统的线性地址与页式管理方式：
CPU通过页式管理单元，负责将一个线性地址转换为物理地址；线性地址分为：页面目录索引(10bits)，页表索引(10bits)，页内偏移(12bits)；
而线性地址通常由逻辑地址转换得来：
此处常出现在CPU的地址转换操作中；
物理页，分页单元把所有的物理内存划分成固定长度管理单位，长度与内存页一一对应；每个进程都有自己的页目录，当进程处于运行态的时候，其页目录地址存放在CR3寄存器中；
进程对应的线性虚拟内存里的页面不必常驻物理内存，在执行一条指令时，如果发现他要访问的页没有在内存中，那么停止该指令的执行，并产生一个页不存在的异常，对应的故障处理程序可通过从外存加载该页的方法来排除故障，之后，原先引起的异常的指令就可以继续执行，而不再产生异常。常见发生场景如下：
1.MMU中没有创建虚拟物理内存页表映射关系，同时虚拟地址之后当前进程线性区VMA丢失；
2.MMU中没有创建虚拟物理内存页表映射关系，当前进程VMA存在，可能是栈溢出缺页中断；
3.使用malloc/mmap访问物理空间库函数/系统调用后，由于linux并未真正给新创建的vma映射物理页，此时若先进行写操作，将和2产生缺页中断的情况一样；若先进行读操作虽然也会产生缺页异常，将被映射给默认的零页，等再进行写操作时，仍会产生缺页中断，这次必须分配1物理页了，进入写时复制的流程；
缺页中断的处理方式与查看进程(启动以来)相关参数：
ps -o majflt，minflt -C program
对于Linux来说，缺页异常类型的判断流程如下：
内核态缺页中断：
1.VMALLOC区异常：页表同步(因为伴随着进程的切换可能用户进程的页表不是最新的，需要将内核的页表更新到用户进程的页表）
2.内核用户地址空间异常
3.内核bug
内核处理缺页异常的主函数就是do_page_fault()；如果当前执行流程在内核态，不论是在临界区还是内核进程本身（内核的mm为NULL），说明在内核态出了问题，跳到标号no_context进入内核态异常处理，由函数_do_kernel_fault()完成；
用户态缺页中断：
调用函数_do_page_fault()，首先从CPU的控制寄存器中读出出错的地址address，然后调用find_vma()在进程的虚拟地址空间中找出结束地址大于address的第一个VMA，如果找不到的话，则说明中断是由地址越界引起的，转到bad_area()执行相关错误处理；
do_page_fault处理流程如下：
特别是对于进程启动初期的大量页错误，缺页异常，还记得创建ELF与虚拟地址空间之间映射关系的数据结构吗，此时操作系统将查询该数据结构，并找到空页面所在的VMA，计算出相应页面在可执行文件中的偏移，并在物理内存中重新分配一个物理页面，并重建虚拟页与物理页的映射关系，并归还控制权给进程，进程从中断处恢复执行。详细可参考阅读： linux内核缺页中断处理_lcjmsr的博客-CSDN博客_linux缺页中断。
当发生缺页中断并需要置换页面以便为即将调入的页面腾出空间时，如果要换出的页面在内存驻留期间已经被修改过，就必须把它写回磁盘以更新该页面在磁盘上的副本，如果该页面没有被修改过(如一个包含程序正文的页面)，那么它在磁盘上的副本已经是最新的，不需要回写。直接用调入的页面覆盖被淘汰的页面就可以了。详细的页面置换算法处了先前介绍过的FIFO/LRU/LFU之外，还可以参考内存管理——页面置换算法 - 知乎 (zhihu.com)。
