Linux內(nèi)核內(nèi)存管理之內(nèi)核非連續(xù)物理內(nèi)存分配

1 非連續(xù)內(nèi)存區(qū)的線性地址

2 非連續(xù)內(nèi)存區(qū)的描述符

3 申請非連續(xù)物理內(nèi)存區(qū)

4 釋放非連續(xù)內(nèi)存區(qū)

5 vmalloc和kmalloc

我們已經(jīng)知道，最好將虛擬地址映射到連續(xù)頁幀，從而更好地利用緩存并實現(xiàn)更低的平均內(nèi)存訪問時間。然而，如果對內(nèi)存區(qū)域的請求并不頻繁，那么考慮基于通過連續(xù)線性地址訪問非連續(xù)頁幀的分配方案是有意義的。該模式的主要優(yōu)點是避免了外部碎片，而缺點是需要修改內(nèi)核頁表。顯然，非連續(xù)內(nèi)存區(qū)域的大小必須是4096的倍數(shù)。Linux使用非連續(xù)物理內(nèi)存區(qū)的場景有幾種：（1）為swap區(qū)分配數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)；（2）為模塊分配空間(參見附錄B)；（3）或者為一些I/O驅(qū)動程序分配緩沖區(qū)。此外，非連續(xù)物理內(nèi)存區(qū)還提供了另一種利用高端內(nèi)存的方法。

1 非連續(xù)內(nèi)存區(qū)的線性地址

要查找線性地址的空閑范圍，我們可以從PAGE_OFFSET開始的區(qū)域(通常是0xc0000000，3G→4G)。下圖展示了這1G的線性地址的使用方式：

這1G大小的線性地址的第一部分是映射前896M物理內(nèi)存的線性地址；與直接映射的物理內(nèi)存的結(jié)尾對應(yīng)的線性地址存儲在high_memory變量中。

這1G大小的線性地址的最后部分是固定映射的線性地址。

從PKMAP_BASE線性地址開始，是高端內(nèi)存頁幀的永久內(nèi)核映射使用的線性地址空間。

余下的線性地址空間用作非連續(xù)內(nèi)存區(qū)域的映射。在前896M的線性地址之后與第一個非連續(xù)內(nèi)存空間插入一個安全樁（大小為8M的地址間隔，使用宏VMALLOC_OFFSET獲取該值），以便捕獲越界內(nèi)存訪問。基于這個目的，后面每個非連續(xù)內(nèi)存區(qū)域之間都插入一個4K大小的地址間隔。

圖8-8 內(nèi)核地址空間的布局

VMALLOC_START宏定義了為非連續(xù)內(nèi)存區(qū)保留的線性空間的起始地址，而VMALLOC_END定義了它的結(jié)束地址。

2 非連續(xù)內(nèi)存區(qū)的描述符

每個非連續(xù)內(nèi)存區(qū)都有一個類型為vm_struct的描述符進行表達，各個成員如下所示：

表8-13 vm_struct各個成員的描述

這些描述符通過“next”字段插入到一個簡單的列表中；列表中第一個元素的地址存儲在vmlist變量中。通過“vmlist_lock”讀/寫自旋鎖保護對該列表的訪問。flags字段標識該內(nèi)存區(qū)映射的內(nèi)存類型:VM_ALLOC用于通過vmalloc()獲得的頁面，VM_MAP用于通過vmap()映射的已經(jīng)分配的頁面(參見下一節(jié))，VM_IOREMAP用于通過ioremap()映射的硬件設(shè)備的板載內(nèi)存(參見第13章)。

get_vm_area()負責在VMALLOC_START和VMALLOC_END之間找一段空閑的連續(xù)線性地址。這個函數(shù)作用于兩個參數(shù)：size，要創(chuàng)建的內(nèi)存區(qū)的字節(jié)數(shù)；flag，指定要創(chuàng)建的內(nèi)存類型。執(zhí)行以下步驟：

structvm_struct*__get_vm_area(unsignedlongsize,unsignedlongflags,
unsignedlongstart,unsignedlongend)
{
structvm_struct**p,*tmp,*area;
unsignedlongalign=1;
unsignedlongaddr;

//...省略
addr=ALIGN(start,align);

/*1.創(chuàng)建一個內(nèi)核slab通用對象，
*保存vm_struct（一段虛擬內(nèi)存的描述符）的內(nèi)容
*/
area=kmalloc(sizeof(*area),GFP_KERNEL);
if(unlikely(!area))
returnNULL;

/*
*2.創(chuàng)建一個保護頁（4K大小的間隔）
*/
size+=PAGE_SIZE;
if(unlikely(!size)){
kfree(area);
returnNULL;
}

/*3.獲取用于寫入的vmlist_lock鎖，
*并掃描類型為vm_struct的描述符列表(也就是vmlist），
*查找至少包含size+4096的線性地址空間
*(4k是內(nèi)存區(qū)域之間的安全間隔的大小)。
*/
write_lock(&vmlist_lock);
for(p=&vmlist;(tmp=*p)!=NULL;p=&tmp->next){
if((unsignedlong)tmp->addraddr+tmp->size>=addr)
addr=ALIGN(tmp->size+
(unsignedlong)tmp->addr,align);
continue;
}
if((size+addr)addr)
gotofound;
addr=ALIGN(tmp->size+(unsignedlong)tmp->addr,align);
if(addr>end-size)
gotoout;
}

found:
/*4.如果找到合適的一段線性地址空間，
*則初始化申請的描述符并釋放鎖，
*然后返回描述符的地址。
*/
area->next=*p;
*p=area;

area->flags=flags;
area->addr=(void*)addr;
area->size=size;
area->pages=NULL;
area->nr_pages=0;
area->phys_addr=0;
write_unlock(&vmlist_lock);

returnarea;

out:
/*5.釋放獲得的描述符，并釋放鎖，并返回NULL*/
write_unlock(&vmlist_lock);
kfree(area);
returnNULL;
}

3 申請非連續(xù)物理內(nèi)存區(qū)

vmalloc()函數(shù)為內(nèi)核分配了一個非連續(xù)物理內(nèi)存。參數(shù)size表示請求內(nèi)存的大小。如果函數(shù)能夠滿足請求，則返回新區(qū)域的初始線性地址；否則，它返回一個NULL指針:

void*vmalloc(unsignedlongsize)
{
structvm_struct*area;
structpage**pages;
unsignedintarray_size,i;

//將size按照4k對齊
size=(size+PAGE_SIZE-1)&PAGE_MASK;
//創(chuàng)建新的頁描述符并返回對應(yīng)的線性地址
//標志是VM_ALLOC，表示非連續(xù)物理頁幀將被映射到一段線性地址空間
area=get_vm_area(size,VM_ALLOC);
if(!area)
returnNULL;

area->nr_pages=size>>PAGE_SHIFT;
array_size=(area->nr_pages*sizeof(structpage*));
//申請一個數(shù)組的物理內(nèi)存對象，保存頁描述符指針數(shù)組
area->pages=pages=kmalloc(array_size,GFP_KERNEL);
if(!area_pages){
remove_vm_area(area->addr);
kfree(area);
returnNULL;
}
//將指針數(shù)組的元素清零。
memset(area->pages,0,array_size);
/*根據(jù)需要的內(nèi)存頁數(shù)，重復調(diào)用alloc_page函數(shù)
*給每一個頁分配一個頁幀，并將相應(yīng)的頁描述符存入數(shù)組中。
*注意，這兒使用數(shù)據(jù)保存頁描述符是非常有必要的，
*因為這些頁幀屬于高端內(nèi)存，它們不用映射為線性地址。
*/
for(i=0;inr_pages;i++){
area->pages[i]=alloc_page(GFP_KERNEL|__GFP_HIGHMEM);
if(!area->pages[i]){
area->nr_pages=i;
fail:vfree(area->addr);
returnNULL;
}
}
/*到這兒，我們已經(jīng)獲得了一段線性地址空間；
*也獲得了一組非連續(xù)的物理頁幀。那么關(guān)鍵的一步就是，
*修改頁表項，將每個分配的頁幀與一個線性地址建立映射關(guān)系
*實現(xiàn)的函數(shù)就是map_vm_area
*/
if(map_vm_area(area,__pgprot(0x63),&pages))
gotofail;
returnarea->addr;
}

將線性地址與非連續(xù)物理頁幀建立映射關(guān)系由map_vm_area()函數(shù)實現(xiàn)，使用3個參數(shù)：

area：指向該內(nèi)存區(qū)域的vm_struct描述符的指針。

prot：已分配頁幀的保護位?？偸窃O(shè)為0x63，對應(yīng)于Present、Accessed、Read/Write和Dirty

pages: 指向頁描述符指針數(shù)組的變量的地址（因此，struct page ***用作數(shù)據(jù)類型?。?。

具體代碼如下所示：

intmap_vm_area(structvm_struct*area,pgprot_tprot,structpage***pages)
{
/*1.獲取線性地址的起始位置、結(jié)束位置*/
unsignedlongaddress=(unsignedlong)area->addr;
unsignedlongend=address+(area->size-PAGE_SIZE);
unsignedlongnext;
pgd_t*pgd;
interr=0;
inti;

/*2.使用pgd_offset_k宏在主內(nèi)核PGD頁全局目錄中
*導出與該區(qū)域的初始線性地址相關(guān)的表項
*/
pgd=pgd_offset_k(address);

/*3.申請內(nèi)核頁表自旋鎖*/
spin_lock(&init_mm.page_table_lock);
for(i=pgd_index(address);i<=?pgd_index(end-1);?i++)?{

????????/*?4.?為新內(nèi)存分配PUD頁表中間目錄，
?????????*????并將其正確的物理地址寫入PGD目錄中
?????????*/
????????pud_t?*pud?=?pud_alloc(&init_mm,?pgd,?address);
????????if?(!pud)?{
????????????err?=?-ENOMEM;
????????????break;
????????}

????????/*?5.?分配與新PUD目錄關(guān)聯(lián)的所有頁表。
?????????*????map_area_pud將單個PUD所跨越的線性地址范圍的大小
?????????*????(如果啟用了PAE，則為常數(shù)2^30，否則為2^22)加到當前的
?????????*????address值上，并增加指向PGD的指針pgd。
?????????*????重復這個循環(huán)，直到所有指向非連續(xù)內(nèi)存區(qū)的頁表項都設(shè)置好。
?????????*/
????????next?=?(address?+?PGDIR_SIZE)?&?PGDIR_MASK;
????????if?(next?end)
next=end;
if(map_area_pud(pud,address,next,prot,pages)){
err=-ENOMEM;
break;
}

address=next;
pgd++;
}

spin_unlock(&init_mm.page_table_lock);
flush_cache_vmap((unsignedlong)area->addr,end);
returnerr;
}

map_area_pud()對PUD指向的所有頁表也執(zhí)行相似的循環(huán)：

do{
pmd_t*pmd=pmd_alloc(&init_mm,pud,address);
if(!pmd)
return-ENOMEM;
if(map_area_pmd(pmd,address,end-address,prot,pages))
return-ENOMEM;
address=(address+PUD_SIZE)&PUD_MASK;
pud++;
}while(address

	

	map_area_pmd()對PMD指向的所有頁表也執(zhí)行相似的循環(huán)：

	
do{
pte_t*pte=pte_alloc_kernel(&init_mm,pmd,address);
if(!pte)
return-ENOMEM;
if(map_area_pte(pte,address,end-address,prot,pages))
return-ENOMEM;
address=(address+PMD_SIZE)&PMD_MASK;
pmd++;
}while(address

	

	pte_alloc_kernel()函數(shù)分配一個新頁表，并更新PMD頁中間目錄的對應(yīng)表項。接下來，調(diào)用map_area_pte()為新頁表中的每一項分配物理頁幀。變量address的值增加2^22（正好是一個PMD頁表中一項跨越的線性地址范圍。

	map_area_pte()主要工作是：

	
do{
structpage*page=**pages;
set_pte(pte,mk_pte(page,prot));
address+=PAGE_SIZE;
pte++;
(*pages)++;
}while(address

	

	要映射的頁幀的頁描述符地址page從地址pages的變量所指向的數(shù)組項中讀取。新頁幀的物理地址通過set_pte和mk_pte宏寫入頁表。在為地址添加常數(shù)4096(頁幀的長度)后，重復這個循環(huán)。

	注意，map_vm_area()還沒有修改當前進程的頁表。因此，當內(nèi)核態(tài)的進程訪問非連續(xù)內(nèi)存區(qū)域時，就會發(fā)生Page Fault，因為進程頁表中沒有該區(qū)域的映射關(guān)系。然而，Page Fault處理程序根據(jù)主內(nèi)核頁表(即init_mm.pgdPGD頁全局目錄及其子頁表)檢查錯誤的線性地址；一旦處理器發(fā)現(xiàn)一個主內(nèi)核頁表包含一個非空的地址項，它就把它的值復制到相應(yīng)進程的頁表項中，然后恢復進程的正常執(zhí)行。該機制在第9章的“頁面錯誤異常處理程序”一節(jié)中進行了描述。

	除了vmalloc()之外，非連續(xù)內(nèi)存區(qū)的分配還可以由vmalloc_32()完成。它與vmalloc()類似，但是只分配ZONE_NORMAL和ZONE_DMA內(nèi)存區(qū)。

	Linux v2.6還有一個vmap()函數(shù)，它映射已經(jīng)在非連續(xù)內(nèi)存區(qū)中分配的頁幀：本質(zhì)上，這個函數(shù)接收一個指向頁描述符的指針數(shù)組作為它的參數(shù)，調(diào)用get_vm_area()來獲得一個新的vm_struct描述符，然后調(diào)用map_vm_area()來映射頁幀。因此，該函數(shù)類似于vmalloc()，但它不分配頁幀。

	所以說，vmalloc和vmap的操作，大部分的邏輯是一樣的，比如從VMALLOC_START ~ VMALLOC_END非連續(xù)物理內(nèi)存映射區(qū)之間查找并分配vmap_area。不同之處，在于vmap建立映射時，page是函數(shù)傳入進來的，而vmalloc是通過調(diào)用alloc_page接口向Buddy系統(tǒng)申請分配的。

	4 釋放非連續(xù)內(nèi)存區(qū)

	vfree()函數(shù)釋放由vmalloc()或vmalloc_32()創(chuàng)建的非連續(xù)內(nèi)存區(qū)域，而vunmap()函數(shù)釋放由vmap()創(chuàng)建的內(nèi)存區(qū)域。兩個函數(shù)都有一個參數(shù)-待釋放區(qū)域的初始線性地址的地址；它們都依賴于__vunmap()函數(shù)來完成實際的工作。

	__vunmap()函數(shù)接收兩個參數(shù):要釋放的區(qū)域的初始線性地址的地址addr和標志deallocate_pages，如果在該區(qū)域中映射的頁幀應(yīng)該被釋放到ZONE頁幀分配器(vfree()調(diào)用)，則設(shè)置該標志，否則將被清除(vunmap()調(diào)用)。該函數(shù)的主要功能如下:

	
void__vunmap(void*addr,intdeallocate_pages)
{
//...省略
/*1.獲取vm_struct描述符的地址；
*解除非連續(xù)物理內(nèi)存與線性地址在頁表中的映射關(guān)系。
*/
area=remove_vm_area(addr);
if(unlikely(!area)){
//...省略
return;
}

if(deallocate_pages){
inti;

/*
*2.掃描頁描述符指針數(shù)據(jù)；對數(shù)組每個元素調(diào)用__free_page()，
*將頁幀釋放回`ZONE`頁幀分配器中。
*/
for(i=0;inr_pages;i++){
//...省略
__free_page(area->pages[i]);
}

if(area->nr_pages>PAGE_SIZE/sizeof(structpage*))
vfree(area->pages);
else
/*釋放指針數(shù)組，因為它是從連續(xù)物理內(nèi)存中申請的，
*所以調(diào)用kfree
*/
kfree(area->pages);
}

/*3.釋放vm_struct描述符*/
kfree(area);
return;
}


	

	remove_vm_area()執(zhí)行下面的循環(huán)：

	
structvm_struct*remove_vm_area(void*addr)
{
structvm_struct**p,*tmp;

//申請鎖
write_lock(&vmlist_lock);
/*搜索從addr開始的內(nèi)核虛擬內(nèi)存區(qū)域，
*找到要釋放的線性地址區(qū)域area
*/
for(p=&vmlist;(tmp=*p)!=NULL;p=&tmp->next){
if(tmp->addr==addr)
gotofound;
}
write_unlock(&vmlist_lock);
returnNULL;

found:
/*釋放area*/
unmap_vm_area(tmp);
*p=tmp->next;
write_unlock(&vmlist_lock);
returntmp;
}

write_lock(&vmlist_lock);
for(p=&vmlist;(tmp=*p);p=&tmp->next){
if(tmp->addr==addr){
unmap_vm_area(tmp);
*p=tmp->next;
break;
}
}
write_unlock(&vmlist_lock);
returntmp;


	

	map_vm_area()函數(shù)的內(nèi)容如下所示，執(zhí)行與map_vm_area()函數(shù)相逆的過程：

	
address=area->addr;
end=address+area->size;
pgd=pgd_offset_k(address);

for(i=pgd_index(address);i<=?pgd_index(end-1);?i++)?{
????next?=?(address?+?PGDIR_SIZE)?&?PGDIR_MASK;
????if?(next?<=?address?||?next?>end)
next=end;
unmap_area_pud(pgd,address,next-address);
address=next;
pgd++;
}


	

	繼而，unmap_area_pud()執(zhí)行與map_area_pud()相逆的過程：

	
do{
unmap_area_pmd(pud,address,end-address);
address=(address+PUD_SIZE)&PUD_MASK;
pud++;
}while(address&&(address

	

	unmap_area_pmd()執(zhí)行與map_area_pmd()相逆的過程：

	
do{
unmap_area_pte(pmd,address,end-address);
address=(address+PMD_SIZE)&PMD_MASK;
pmd++;
}while(address

	

	最后，unmap_area_pte()執(zhí)行與map_area_pte()相逆的過程：

	
do{
pte_tpage=ptep_get_and_clear(pte);
address+=PAGE_SIZE;
pte++;
if(!pte_none(page)&&!pte_present(page))
printk("Whee...Swappedoutpageinkernelpagetable
");
}while(address

	

	在循環(huán)的每次迭代中，pte指向的頁表項被ptep_get_and_clear宏設(shè)置為0。

	至于vmalloc()，內(nèi)核修改主內(nèi)核頁全局目錄及其子頁表的項(參見第2章的“內(nèi)核頁表”一節(jié))，但它保持進程頁表映射第4G的項不變。這很好，因為內(nèi)核永遠不會回收基于主內(nèi)核頁全局目錄的頁上目錄（PUD）、頁中間目錄（PMD）和頁表。

	例如，假設(shè)內(nèi)核態(tài)進程訪問了一個非連續(xù)內(nèi)存區(qū)域，該內(nèi)存區(qū)域隨后被釋放。進程的PGD項等于主內(nèi)核PGD的相應(yīng)項，這要歸功于第9章“Page Fault異常處理程序”一節(jié)中解釋的機制；它們指向相同的頁上目錄、頁中間目錄和頁表。unmap_area_pte()函數(shù)只清除頁表的項(不回收頁表本身)。由于頁表項為空，進程對釋放的非連續(xù)內(nèi)存區(qū)域的進一步訪問將觸發(fā)Page fault。然而，處理程序會認為這樣的訪問是一個錯誤，因為主內(nèi)核頁表不包括有效的項。

	5 vmalloc和kmalloc

	到現(xiàn)在，我們應(yīng)該能清楚vmalloc和kmalloc的差異了吧，kmalloc會根據(jù)申請的大小來選擇基于slab分配器或者基于buddy系統(tǒng)來申請連續(xù)的物理內(nèi)存。而vmalloc則是通過alloc_page申請order = 0的頁面，再映射到連續(xù)的虛擬空間中，物理地址不連續(xù)。此外vmalloc可以休眠，不應(yīng)在中斷處理程序中使用。與vmalloc相比，kmalloc使用ZONE_DMA和ZONE_NORMAL空間，性能更快，缺點是連續(xù)物理內(nèi)存空間的分配容易帶來碎片問題，讓碎片的管理變得困難。

	審核編輯：湯梓紅