我正在编写程序来计算Linux系统中页面错误的时间。 更准确地说，内核执行函数__do_page_fault 。 不知何故，我写了两个全局variables，名为pfcount_at_beg和pfcount_at_end ，当函数__do_page_fault在函数的不同位置执行时会增加一次。 为了说明，修改的函数如下所示： unsigned long pfcount_at_beg = 0; unsigned long pfcount_at_end = 0; static void __kprobes __do_page_fault(…) { struct vm_area_sruct *vma; … // VARIABLES DEFINITION unsigned int flags = FAULT_FLAG_ALLOW_RETRY | FAULT_FLAG_KILLABLE; pfcount_at_beg++; // I add THIS … … // ORIGINAL CODE OF THE FUNCTION … pfcount_at_end++; // I add THIS } […]
如果我有一个内存映射的I / O设备，并且我想写一个位于地址0x16D34这个设备的寄存器，那么0x16D34地址实际上是一个虚拟地址，并且CPU将首先将它翻译成一个物理地址，然后将数据写入物理地址。 但是端口映射的I / O设备（例如：一个串口）呢，所以如果我想写一个地址为0x3F8的串口的寄存器， 0x3F8地址是物理地址还是虚拟地址？ 编辑：我在x86架构。
当运行一个程序，试图在不同的机器上超过RSS时，我看到完全不同的行为。 代码是这样的： … char** s = (char**)malloc(10000*sizeof(char*)); for (i = 0; i < 10000; i++){ s[i] = (char*)malloc(1000*1000*sizeof(char)); if (s[i] == NULL) { printf("cannot allocate memory for s[%d]",i); exit(1); } } int j = 0; while(1){ for (i = 0; i < 10000; i++){ for (j = 0; j < 1000*1000; j++) { s[i][j] = […]
最近我发现很多仿真器很慢，因为它们不得不模拟CPU而且仿真器件的内存。 当设备具有内存映射I / O，虚拟内存或只是未使用的地址空间时，每个内存访问都必须用软件模拟。 我觉得如果操作系统通过虚拟内存为我们做了这个，可能会快很多。 为了简单起见，我将使用Game Boy仿真作为示例，但显然这种方法对于更新，更强大的机器会更好。 Game Boy的内存映射大概是： 0x0000 – 0x7FFF：映射到磁带ROM 大多数墨盒都具有0x0000 – 0x3FFF固定和0x4000 – 0x7FFF银行 – 开关通过写入到0x2000 0x8000 – 0x9FFF：videoRAM（仅当当前不呈现时才可访问） 0xA000 – 0xBFFF：映射到盒式磁带（通常由电池供电的RAM） 0xC000 – 0xDFFF：内部RAM（0xD000 – 0xDFFF在GB颜色上被切换） 0xE000 – 0xFDFF：内部RAM的镜像 0xFE00 – 0xFE9F：对象属性存储器（sprite RAM） 0xFEA0 – 0xFEFF：未映射（打开总线或某些东西，不确定） 0xFF00 – 0xFF7F：内存映射I / O（音响系统，video控制等） 0xFE80 – 0xFFFF：内部RAM 所以传统的模拟器必须翻译每一个内存访问，如： if(addr < 0x4000) return rom[addr]; else […]
在Linux上，如果fork（）和分叉（子）进程退出，那么所有的虚拟内存页面仍然在父文件中被标记为copy-on-write？ 我认为这些页面将保持标记为COW，否则任何其他操作可能会非常昂贵，可能需要每页参考计数和其他昂贵的簿记。 但是我有一天在想，如果我分叉一个进程来执行当前进程的“稳定快照”中的一些代码。 subprocess退出时会发生什么？ 是否将父级保留中的所有内存页标记为写入时复制？ 这意味着，在一个拥有大量虚拟内存的进程（如128GB +）中，如果只执行一些代码几分钟，会导致父进程中的性能下降，几个小时甚至几天之后（更不用说叉子本身这将不便宜。） 我只是好奇在Linux上的实际行为（我不知道如何testing它）。
在32位Linux系统上，一个进程可以访问高达4 GB的虚拟地址空间; 然而，在保留任何这些方面，程序在不同程度上似乎是保守的。 所以一个使用malloc的程序偶尔会通过系统调用sbrk / brk来增长其数据段。 即使这些网页尚未在物理内存中声明。 我不完全明白的是，为什么我们首先需要明白，为什么不给我4 GB的地址空间，避免任何sbrk调用，直到我们触及/声称这些块，它本质上是一个自由的操作权？
我的服务器有8G的内存和8Gig的交换文件configuration。 我有内存密集型应用程序运行。 这些应用程序有高峰负载，在这期间我们发现交换使用率增加 大约使用1 GIG交换。 我有另一台服务器，内存4Gigigs和8Gig的交换和类似的内存密集型应用程序运行。 但是这里的交换使用是非常可以忽略的。 大约100 MB。 我想知道什么是确切的条件或一个粗略的公式，基于哪个Linux将交换RAM中的进程内存交换文件。 我知道它基于交换因素。 还有什么是基于？ 交换文件大小？ 任何指向Linux内核文档/源代码的指针都会很好。
我对共享库有一个很大的疑问。 我研究的是，不同进程共享的库的虚拟地址对于所有这些进程是相同的。 但我试图通过使用proc文件系统通过以下一组命令来查看相同的内容： $ cat /proc/*/maps | grep /lib/libc-2.12.1.so 输出是： 0025a000-003b1000 r-xp 00000000 08:07 1046574 /lib/libc-2.12.1.so 003b1000-003b2000 —p 00157000 08:07 1046574 /lib/libc-2.12.1.so 003b2000-003b4000 r–p 00157000 08:07 1046574 /lib/libc-2.12.1.so 003b4000-003b5000 rw-p 00159000 08:07 1046574 /lib/libc-2.12.1.so 0086d000-009c4000 r-xp 00000000 08:07 1046574 /lib/libc-2.12.1.so 009c4000-009c5000 —p 00157000 08:07 1046574 /lib/libc-2.12.1.so 009c5000-009c7000 r–p 00157000 08:07 1046574 /lib/libc-2.12.1.so 009c7000-009c8000 rw-p 00159000 […]
给定过程中堆的界限是什么？ 我明白，这个问题可能没有简单的答案，所以我特别感兴趣的答案如下： 在AMD64的Linux下，是否有标准堆大小/位置的64位进程？ 如果我正在实现一个语言运行时，我怎么能find我不允许堆的地方（再次，Linux / AMD64） 有没有一种便捷的方式来查找应用程序的开始/结束位置？
在本文中， http://cacm.acm.org/magazines/2010/7/95061-youre-doing-it-wrong/fulltext 作者讨论了2种数据结构（二进制堆和B堆）的内存布局，并比较了如何比其他内存布局更好（图5和图6）。 我想在这方面获得经验。 我有一个N-Ary树的实现，我想找出我的数据结构的内存布局。 想出一个像文章中那样的内存布局的最佳方式是什么？ 其次，我认为如果它是基于数组的实现，则更容易识别内存布局。 如果树的实现使用指针，那么我们有什么工具或需要什么样的方法来映射它的内存布局？