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linux內(nèi)存管理源碼分析--頁框分配器
http://blog.chinaunix.net/uid-26772321-id-5111297.html
2015

分頁和分段

　　先看一幅圖

　　也就是我們實際中編碼時遇到的內(nèi)存地址并不是對應于實際內(nèi)存上的地址，我們編碼中使用的地址是一個邏輯地址，會通過分段和分頁這兩個機制把它轉為物理地址。而由于linux使用的分段機制有限，可以認為，linux下的邏輯地址=線性地址。也就是，我們編碼使用的是線性地址，之后只需要經(jīng)過一個分頁機制就可以把這個地址轉為物理地址了。所以我們更重要的可能是去說明一下linux的分頁模型。

 

　　系統(tǒng)會將整個物理內(nèi)存分為多個頁框，每個頁框大小一般是4K(硬件允許情況下也可設置為4M)，也就是如果我們有1GB的物理內(nèi)存，系統(tǒng)就會將這個物理內(nèi)存分為262144個頁框。當我們提供一個線性地址時，系統(tǒng)就會通過分頁機制將這個線性地址轉換為對應于某個物理頁中的某個內(nèi)存地址。下圖是linux的分頁模型


　　linux采用四級分頁模型，這四種頁表是：頁全局目錄(PGD)、頁上級目錄(PUD)、頁中間目錄(PMD)、頁表(PTE)。這里的所有頁全局目錄、頁上級目錄、頁中間目錄、頁表，它們的大小都是一個頁。linux下各個硬件上并不一定都是使用四級目錄的，當使用于沒有啟動物理地址擴展的32位系統(tǒng)上時，只使用二級頁表，linux會把頁上級目錄和頁中間目錄置空。而在啟用了物理地址擴展的32位系統(tǒng)上時，linux使用的是三級頁表，頁上級目錄被置空。而在64位系統(tǒng)上，linux根據(jù)硬件的情況會選擇三級頁表或者四級頁表。這個整個由線性地址轉換到物理地址的過程，是由CPU自動進行的。

　　每個進程都有它自己的頁全局目錄，當進程運行時，系統(tǒng)會將該進程的頁全局目錄基地址保存到cr3寄存器中；而當進程被換出時，會將這個cr3保存的頁全局目錄地址保存到進程描述符中。之后我們還會介紹一個cr2寄存器，用于缺頁異常處理的。當進程運行時，它使用的是它自己的一套頁表，當它通過系統(tǒng)調(diào)用或陷入內(nèi)核態(tài)時，使用的是內(nèi)核頁表，實際上，對于所有的進程頁表來說，它們的線性地址0xC0000000以上所涉及到的頁表都是主內(nèi)核頁全局目錄(保存在init_mm.pgd)，它們的內(nèi)容等于主內(nèi)核頁全局目錄的相應表項，這樣就實現(xiàn)了所有進程的進程空間相互隔離，但是內(nèi)核空間相互共享的情況。當某個進程修改了內(nèi)核頁表的一些映射情況后，系統(tǒng)只會相應的修改主內(nèi)核頁全局目錄中的表項(只能修改高端內(nèi)存中非連續(xù)內(nèi)存區(qū)的映射)，當其他進程訪問這些線性地址時，會出現(xiàn)缺頁異常，然后修改該進程的頁表項重新映射該地址。

　　因為說到每個進程都有它自己的頁全局目錄，如果有100個進程，內(nèi)存中就要保存100個進程的整個頁表集，看起來會耗費相當多的內(nèi)存。實際上，只有進程使用到的情況下系統(tǒng)才會分配給進程一條路徑，比如我們要求訪問一個線性地址，但是這個地址可能對應的頁上級目錄、頁中間目錄、頁表和頁都不存在的，這時系統(tǒng)會產(chǎn)生一個缺頁異常，在缺頁異常處理中再給進程的這個線性地址分配頁上級目錄、頁中間目錄、頁表和頁所需的物理頁框。


地址空間

　　一個線性地址經(jīng)過分頁機制轉為一個對應的物理地址，我們稱之為映射，比如我們的一個線性地址0x00000001經(jīng)過分頁機制處理后，對應的物理地址可能是0xffffff01。

　　在linux系統(tǒng)中分兩個地址空間，一個是進程地址空間，一個是內(nèi)核地址空間。對于每個進程來說，他們都有自己的大小為3G的進程地址空間，這些進程地址空間是相互隔離的，也就是進程A的0x00000001線性地址和進程B的0x00000001線性地址并不是同一個地址，進程A也不能通過自己的進程空間直接訪問進程B的進程地址空間。而當線性地址大于3G時(也就是0xC0000000)，這里的線性地址屬于內(nèi)核空間，內(nèi)核地址空間的大小為1G，地址從0xC0000000到0xFFFFFFFF。在內(nèi)核地址空間中，內(nèi)核會把前896MB的線性地址直接與物理地址的前896MB進行映射，也就是說，內(nèi)核地址空間的線性地址0xC0000001所對應的物理地址為0x00000001，它們之間相差一個0xC0000000。

　　linux內(nèi)核會將物理內(nèi)存分為3個管理區(qū)，分別是：

  • ZONE_DMA：包含0MB~16MB之間的內(nèi)存頁框，可以由老式基于ISA的設備通過DMA使用，直接映射到內(nèi)核的地址空間。
  • ZONE_NORMAL：包含16MB~896MB之間的內(nèi)存頁框，常規(guī)頁框，直接映射到內(nèi)核的地址空間。
  • ZONE_HIGHMEM：包含896MB以上的內(nèi)存頁框，不進行直接映射，可以通過永久映射和臨時映射進行這部分內(nèi)存頁框的訪問。

　整個結構如下圖


　　對于ZONE_DMA和ZONE_NORMAL這兩個管理區(qū)，內(nèi)核地址都是進行直接映射，只有ZONE_HIGHMEM管理區(qū)系統(tǒng)在默認情況下是不進行直接映射的，只有在需要使用的時候進行映射(臨時映射或者永久映射)。

 

 

結點和管理區(qū)描述符

　　為了用于NUMA架構，使用了node用來描述一個地方的內(nèi)存。NUMA大致就是使眾多服務器像單一系統(tǒng)一樣地運行，這樣每臺服務器都有自己的內(nèi)存，每臺服務器的內(nèi)存就是一個node。對于我們PC來說，一臺PC就是一個node。node用struct pglist_data結構表示：

  1. /* 內(nèi)存結點描述符，所有的結點描述符保存在 struct pglist_data *node_data[MAX_NUMNODES] 中 */
  2. typedef struct pglist_data {
  3.     /* 管理區(qū)描述符的數(shù)組 */
  4.     struct zone node_zones[MAX_NR_ZONES];
  5.     /* 頁分配器使用的zonelist數(shù)據(jù)結構的數(shù)組，將所有結點的管理區(qū)按一定的關聯(lián)鏈接成一個鏈表，分配內(nèi)存時會按照此鏈表的順序進行分配 */
  6.     struct zonelist node_zonelists[MAX_ZONELISTS];
  7.     /* 結點中管理區(qū)的個數(shù) */
  8.     int nr_zones;
  9. #ifdef CONFIG_FLAT_NODE_MEM_MAP /* means !SPARSEMEM */
  10.     /* 結點中頁描述符的數(shù)組，包含了此結點中所有頁框描述符，實際分配是是一個指針數(shù)組 */
  11.     struct page *node_mem_map;
  12. #ifdef CONFIG_MEMCG
  13.     /* 用于資源限制機制 */
  14.     struct page_cgroup *node_page_cgroup;
  15. #endif
  16. #endif
  17. #ifndef CONFIG_NO_BOOTMEM
  18.     /* 用在內(nèi)核初始化階段 */
  19.     struct bootmem_data *bdata;
  20. #endif
  21. #ifdef CONFIG_MEMORY_HOTPLUG
  22.     /* 自旋鎖 */
  23.     spinlock_t node_size_lock;
  24. #endif
  25.     /* 結點中第一個頁框的下標，在numa系統(tǒng)中，頁框會有兩個序號，所有頁框的一個序號，還有就是在此結點中的一個序號
  26.      * 比如結點2中的頁框1，它在結點2中的序號是1，但是在所有頁框中的序號是1001，這個變量就是保存這個結點首頁框的序號1000，用于方便轉換
  27.      */
  28.     unsigned long node_start_pfn;
  29.     /* 內(nèi)存結點的大小，不包括洞(以頁框為單位) */
  30.     unsigned long node_present_pages;
  31.     /* 結點的大小，包括洞(以頁框為單位) */
  32.     unsigned long node_spanned_pages;
  33.     
  34.     /* 結點標識符 */
  35.     int node_id;
  36.     /* kswaped頁換出守護進程使用的等待隊列 */
  37.     wait_queue_head_t kswapd_wait;
  38.     wait_queue_head_t pfmemalloc_wait;
  39.     /* 指針指向kswapd內(nèi)核線程的進程描述符 */
  40.     struct task_struct *kswapd; /* Protected by
  41.                        mem_hotplug_begin/end() */
  42.     /* kswapd將要創(chuàng)建的空閑塊大小取對數(shù)的值 */
  43.     int kswapd_max_order;
  44.     enum zone_type classzone_idx;
  45. #ifdef CONFIG_NUMA_BALANCING
  46.     /* 以下用于NUMA的負載均衡 */
  47.     /* Lock serializing the migrate rate limiting window */
  48.     spinlock_t numabalancing_migrate_lock;

  50.     /* Rate limiting time interval */
  51.     unsigned long numabalancing_migrate_next_window;

  53.     /* Number of pages migrated during the rate limiting time interval */
  54.     unsigned long numabalancing_migrate_nr_pages;
  55. #endif
  56. } pg_data_t;

　　系統(tǒng)中所有的結點描述符都保存在node_data這個數(shù)組中。在pg_data_t這個結點描述符中，node_zones數(shù)組中保存了這個結點中所有的管理區(qū)描述符，雖然系統(tǒng)將物理內(nèi)存分為三個區(qū)，但是在邏輯上，系統(tǒng)分為了四個管理區(qū)，多出的一個是ZONE_MOVABLE，這個區(qū)是一個虛擬的管理區(qū)，它并沒有對應于內(nèi)存的某個區(qū)域，它的主要目的就是為了避免內(nèi)存碎片化，它的內(nèi)存要么全部來自ZONE_HIGHMEM區(qū)，要么全部來自ZONE_NORMAL區(qū)。這些我們在后面的初始化函數(shù)中將會看到。

　　每個結點都有一個內(nèi)核線程kswapd，它的作用就是將進程或內(nèi)核持有的，但是不常用的頁交換到磁盤上，以騰出更多可用內(nèi)存。

 

　　我們再看看管理區(qū)描述符：

  1. /* 內(nèi)存管理區(qū)描述符 */
  2. struct zone {
  3.     /* Read-mostly fields */

  5.     /* zone watermarks, access with *_wmark_pages(zone) macros */
  6.     /* 包括pages_min,pages_low,pages_high
  7.      * pages_min: 管理區(qū)中保留頁的數(shù)目
  8.      * pages_low: 回收頁框使用的下界，同時也被管理區(qū)分配器作為閥值使用，一般這個數(shù)字是pages_min的5/4
  9.      * pages_high: 回收頁框使用的上界，同時也被管理區(qū)分配器作為閥值使用，一般這個數(shù)字是pages_min的3/2
  10.      */
  11.     unsigned long watermark[NR_WMARK];

  13.     /* 指明在處理內(nèi)存不足的臨界情況下管理區(qū)必須保留的頁框數(shù)目，同時也用于在中斷或臨界區(qū)發(fā)出的原子內(nèi)存分配請求(就是禁止阻塞的內(nèi)存分配請求) */
  14.     long lowmem_reserve[MAX_NR_ZONES];

  16. #ifdef CONFIG_NUMA
  17.     int node;
  18. #endif

  20.     /*
  21.      * The target ratio of ACTIVE_ANON to INACTIVE_ANON pages on
  22.      * this zone's LRU. Maintained by the pageout code.
  23.      */
  24.     unsigned int inactive_ratio;

  26.     /* 指向此管理區(qū)屬于的結點 */
  27.     struct pglist_data *zone_pgdat;
  28.     /* 實現(xiàn)每CPU頁框高速緩存，里面包含每個CPU的單頁框的鏈表 */
  29.     struct per_cpu_pageset __percpu *pageset;

  31.     /*
  32.      * This is a per-zone reserve of pages that should not be
  33.      * considered dirtyable memory.
  34.      */
  35.     unsigned long dirty_balance_reserve;

  37. #ifndef CONFIG_SPARSEMEM
  38.     /*
  39.      * Flags for a pageblock_nr_pages block. See pageblock-flags.h.
  40.      * In SPARSEMEM, this map is stored in struct mem_section
  41.      */
  42.     unsigned long *pageblock_flags;
  43. #endif /* CONFIG_SPARSEMEM */

  45. #ifdef CONFIG_NUMA
  46.     /*
  47.      * zone reclaim becomes active if more unmapped pages exist.
  48.      */
  49.     unsigned long min_unmapped_pages;
  50.     unsigned long min_slab_pages;
  51. #endif /* CONFIG_NUMA */

  53.     /* zone_start_pfn == zone_start_paddr >> PAGE_SHIFT */
  54.     /* 管理區(qū)第一個頁框下標 */
  55.     unsigned long zone_start_pfn;

  57.     /* 所有正常情況下可用的頁，總頁數(shù)(不包括洞)減去保留的頁數(shù) */
  58.     unsigned long managed_pages;
  59.     /* 管理區(qū)總大小(頁為單位)，包括洞 */
  60.     unsigned long spanned_pages;
  61.     /* 管理區(qū)總大小(頁為單位)，不包括洞 */
  62.     unsigned long present_pages;
  63.     /* 指向管理區(qū)的傳統(tǒng)名稱，"DMA" "NORMAL" "HighMem" */
  64.     const char *name;

  66.     /* 對應于伙伴系統(tǒng)中MIGRATE_RESEVE鏈的頁塊的數(shù)量 */
  67.     int nr_migrate_reserve_block;

  69. #ifdef CONFIG_MEMORY_ISOLATION
  70.     /*
  71.      * Number of isolated pageblock. It is used to solve incorrect
  72.      * freepage counting problem due to racy retrieving migratetype
  73.      * of pageblock. Protected by zone->lock.
  74.      */
  75.     /* 在內(nèi)存隔離中表示隔離的頁框塊數(shù)量 */
  76.     unsigned long nr_isolate_pageblock;
  77. #endif

  79. #ifdef CONFIG_MEMORY_HOTPLUG
  80.     /* see spanned/present_pages for more description */
  81.     seqlock_t span_seqlock;
  82. #endif

  84.     /* 進程等待隊列的hash表，這些進程在等待管理區(qū)中的某頁 */
  85.     wait_queue_head_t *wait_table;
  86.     /* 等待隊列散列表的大小 */
  87.     unsigned long wait_table_hash_nr_entries;
  88.     /* 等待隊列散列表數(shù)組大小 */
  89.     unsigned long wait_table_bits;

  91.     ZONE_PADDING(_pad1_)

  93.     /* Write-intensive fields used from the page allocator */
  94.     /* 保護該描述符的自旋鎖 */
  95.     spinlock_t lock;

  97.     /* free areas of different sizes */
  98.     /* 標識出管理區(qū)中的空閑頁框塊，用于伙伴系統(tǒng) */
  99.     /* MAX_ORDER為11，分別代表包含大小為1,2,4,8,16,32,64,128,256,512,1024個連續(xù)頁框的鏈表 */
  100.     struct free_area free_area[MAX_ORDER];

  102.     /* zone flags, see below */
  103.     /* 管理區(qū)標識 */
  104.     unsigned long flags;

  106.     ZONE_PADDING(_pad2_)

  108.     /* Fields commonly accessed by the page reclaim scanner */
  109.     /* 活動及非活動鏈表使用的自旋鎖 */
  110.     spinlock_t lru_lock;
  111.     struct lruvec lruvec;

  113.     /* Evictions & activations on the inactive file list */
  114.     atomic_long_t inactive_age;

  116.     /*
  117.      * When free pages are below this point, additional steps are taken
  118.      * when reading the number of free pages to avoid per-cpu counter
  119.      * drift allowing watermarks to be breached
  120.      */
  121.     unsigned long percpu_drift_mark;

  123. #if defined CONFIG_COMPACTION || defined CONFIG_CMA
  124.     /* pfn where compaction free scanner should start */
  125.     unsigned long compact_cached_free_pfn;
  126.     /* pfn where async and sync compaction migration scanner should start */
  127.     unsigned long compact_cached_migrate_pfn[2];
  128. #endif

  130. #ifdef CONFIG_COMPACTION
  131.     /*
  132.      * On compaction failure, 1<<compact_defer_shift compactions
  133.      * are skipped before trying again. The number attempted since
  134.      * last failure is tracked with compact_considered.
  135.      */
  136.     unsigned int compact_considered;
  137.     unsigned int compact_defer_shift;
  138.     int compact_order_failed;
  139. #endif

  141. #if defined CONFIG_COMPACTION || defined CONFIG_CMA
  142.     /* Set to true when the PG_migrate_skip bits should be cleared */
  143.     bool compact_blockskip_flush;
  144. #endif

  146.     ZONE_PADDING(_pad3_)
  147.     /* 管理區(qū)的一些統(tǒng)計數(shù)據(jù) */
  148.     atomic_long_t vm_stat[NR_VM_ZONE_STAT_ITEMS];
  149. } ____cacheline_internodealigned_in_smp;

　　此管理區(qū)描述符中的實際把所有屬于該管理區(qū)的頁框保存在兩個地方：struct free_area free_area[MAX_ORDER]和struct per_cpu_pageset __percpu * pageset。free_area是這個管理區(qū)的伙伴系統(tǒng)，而pageset是這個區(qū)的每CPU頁框高速緩存。對管理區(qū)的理解需要結合伙伴系統(tǒng)和每CPU頁框高速緩存

 

管理區(qū)頁框分配器(管理所有物理內(nèi)存頁框)

　　ZONE_NORMAL和ZONE_DMA的地址直接映射到了內(nèi)核地址空間，但是也不代表內(nèi)核的代碼可以隨心所欲的通過線性地址直接訪問物理地址。內(nèi)核通過一個管理區(qū)頁框分配器管理著物理內(nèi)存上所有的頁框，在管理區(qū)分配器里的核心系統(tǒng)就是伙伴系統(tǒng)和每CPU頁框高速緩存(不是硬件上的高速緩存，只是名稱一樣)。在linux系統(tǒng)中，管理區(qū)頁框分配器管理著所有物理內(nèi)存，無論你是內(nèi)核還是進程，需要將一些內(nèi)存占為己有時，都需要請求管理區(qū)頁框分配器，這時才會分配給你應該獲得的物理內(nèi)存頁框。當你所擁有的頁框不再使用時，你必須釋放這些頁框，讓這些頁框回到管理區(qū)頁框分配器當中。特別的，對于高端內(nèi)存，即使從管理區(qū)頁框分配器中獲得了相應的頁框，我們還需要進行映射才能夠使用。

　　有時候目標管理區(qū)不一定有足夠的頁框去滿足分配，這時候系統(tǒng)會從另外兩個管理區(qū)中獲取要求的頁框，但這是按照一定規(guī)則去執(zhí)行的，如下：

  • 如果要求從DMA區(qū)中獲取，就只能從ZONE_DMA區(qū)中獲取。
  • 如果沒有規(guī)定從哪個區(qū)獲取，就按照順序從 ZONE_NORMAL -> ZONE_DMA 獲取。
  • 如果規(guī)定從HIGHMEM區(qū)獲取，就按照順序從 ZONE_HIGHMEM -> ZONE_NORMAL -> ZONE_DMA 獲取。

　　注意系統(tǒng)是不允許在一次分配中從不同的兩個管理區(qū)獲取頁框的，并且當請求多個頁框時，從伙伴系統(tǒng)中分配給目標的頁框是連續(xù)的，并且請求的頁數(shù)必須是2的次方個數(shù)。


　　管理區(qū)分配器主要做的事情就是將頁框通過伙伴系統(tǒng)或者每CPU頁框高速緩存分配出去，這里涉及到三個結構，頁描述符，伙伴系統(tǒng)，每CPU高速緩存。

　　我們先說說頁描述符，頁描述符實際上并不專屬于描述頁框，它還用于描述一個SLAB分配器和SLUB分配器，這個之后再說，我們先說關于頁的：

  1. /* 頁描述符，描述一個頁框，也會用于描述一個SLAB，相當于同時是頁描述符，也是SLAB描述符 */
  2. struct page {
  3.     /* First double word block */
  4.     /* 用于頁描述符，一組標志(如PG_locked、PG_error)，也對頁框所在的管理區(qū)和node進行編號 */
  5.     unsigned long flags; /* Atomic flags, some possibly
  6.                      * updated asynchronously */
  7.     union {
  8.         /* 用于頁描述符，當頁被插入頁高速緩存中時使用，或者當頁屬于匿名區(qū)時使用 */
  9.         struct address_space *mapping;
  10.         /* 用于SLAB描述符，用于執(zhí)行第一個對象的地址 */
  11.         void *s_mem; /* slab first object */
  12.     };


  15.     /* Second double word */
  16.     struct {
  17.         union {
  18.             /* 作為不同的含義被幾種內(nèi)核成分使用。例如，它在頁磁盤映像或匿名區(qū)中標識存放在頁框中的數(shù)據(jù)的位置，或者它存放一個換出頁標識符 */
  19.             pgoff_t index; /* Our offset within mapping. */
  20.             /* 用于SLAB描述符，指向第一個空閑對象地址 */
  21.             void *freelist;
  22.             /* 當管理區(qū)頁框分配器壓力過大時，設置這個標志就確保這個頁框專門用于系統(tǒng)釋放其他頁框時使用 */
  23.             bool pfmemalloc;
  24.         };

  26.         union {
  27. #if defined(CONFIG_HAVE_CMPXCHG_DOUBLE) && defined(CONFIG_HAVE_ALIGNED_STRUCT_PAGE)
  28.             /* SLUB使用 */
  29.             unsigned long counters;
  30. #else
  31.             /* SLUB使用 */
  32.             unsigned counters;
  33. #endif

  35.             struct {
  36.                 union {
  37.                     /* 頁框中的頁表項計數(shù)，如果沒有為-1，如果為PAGE_BUDDY_MAPCOUNT_VALUE(-128)，說明此頁及其后的一共2的private次方個數(shù)頁框處于伙伴系統(tǒng)中，正在使用時應該是0 */
  38.                     atomic_t _mapcount;

  40.                     struct { /* SLUB使用 */
  41.                         unsigned inuse:16;
  42.                         unsigned objects:15;
  43.                         unsigned frozen:1;
  44.                     };
  45.                     int units; /* SLOB */
  46.                 };
  47.                 /* 頁框的引用計數(shù)，如果為-1，則此頁框空閑，并可分配給任一進程或內(nèi)核；如果大于或等于0，則說明頁框被分配給了一個或多個進程，或用于存放內(nèi)核數(shù)據(jù)。page_count()返回_count加1的值，也就是該頁的使用者數(shù)目 */
  48.                 atomic_t _count; /* Usage count, see below. */
  49.             };
  50.             /* 用于SLAB描述符 */
  51.             unsigned int active; /* SLAB */
  52.         };
  53.     };


  56.     /* Third double word block */
  57.     union {
  58.         /* 包含到頁的最近最少使用(LRU)雙向鏈表的指針，用于插入伙伴系統(tǒng)的空閑鏈表中，只有塊中頭頁框要被插入 */
  59.         struct list_head lru;


  62.         /* SLAB使用 */
  63.         struct { /* slub per cpu partial pages */
  64.             struct page *next; /* Next partial slab */
  65. #ifdef CONFIG_64BIT
  66.             int pages; /* Nr of partial slabs left */
  67.             int pobjects; /* Approximate # of objects */
  68. #else
  69.             short int pages;
  70.             short int pobjects;
  71. #endif
  72.         };

  74.         struct slab *slab_page; /* slab fields */
  75.         struct rcu_head rcu_head;


  78. #if defined(CONFIG_TRANSPARENT_HUGEPAGE) && USE_SPLIT_PMD_PTLOCKS
  79.         pgtable_t pmd_huge_pte; /* protected by page->ptl */
  80. #endif
  81.     };


  84.     /* Remainder is not double word aligned */
  85.     union {
  86.         /* 可用于正在使用頁的內(nèi)核成分(例如: 在緩沖頁的情況下它是一個緩沖器頭指針，如果頁是空閑的，則該字段由伙伴系統(tǒng)使用，在給伙伴系統(tǒng)使用時，表明的是塊的2的次方數(shù)，只有塊的第一個頁框會使用) */
  87.         unsigned long private;
  88. #if USE_SPLIT_PTE_PTLOCKS
  89. #if ALLOC_SPLIT_PTLOCKS
  90.         spinlock_t *ptl;
  91. #else
  92.         spinlock_t ptl;
  93. #endif
  94. #endif
  95.         /* SLAB描述符使用，指向SLAB的高速緩存 */
  96.         struct kmem_cache *slab_cache; /* SL[AU]B: Pointer to slab */
  97.         struct page *first_page; /* Compound tail pages */
  98.     };

  100. #if defined(WANT_PAGE_VIRTUAL)
  101.     /* 此頁框第一個物理地址對應的線性地址，如果是沒有映射的高端內(nèi)存的頁框，則為空 */
  102.     void *virtual;
  103. #endif /* WANT_PAGE_VIRTUAL */
  104. #ifdef CONFIG_WANT_PAGE_DEBUG_FLAGS
  105.     unsigned long debug_flags; /* Use atomic bitops on this */
  106. #endif

  108. #ifdef CONFIG_KMEMCHECK
  109.     void *shadow;
  110. #endif

  112. #ifdef LAST_CPUPID_NOT_IN_PAGE_FLAGS
  113.     int _last_cpupid;
  114. #endif
  115. }

　　在struct page描述一個頁框時，我們比較關注的成員變量有unsigned long flags、struct list_head lru和atomic_t _count。

  • flags：包含有很多信息，包括此頁框屬于的node結點號，此頁框屬于的zone號和此頁框的屬性。
  • lru：用于將此頁描述符放入相應的鏈表，比如伙伴系統(tǒng)或者每CPU頁框高速緩存。
  • _count：代表頁框的引用計數(shù)，-1代表此頁框空閑，大于0代表此頁框分配給了多少個進程使用(共享)。

　　linux為了防止內(nèi)存中產(chǎn)生過多的碎片，一般把頁的類型分為三種：

  • 不可移動頁：在內(nèi)存中有固定位置，不能移動到其他地方。內(nèi)核中使用的頁大部分是屬于這種類型。
  • 可回收頁：不能直接移動，但可以刪除，頁中的內(nèi)容可以從某些源中重新生成。例如，頁內(nèi)容是映射到文件數(shù)據(jù)的頁就屬于這種類型。對于這種類型，kswapd內(nèi)核線程會根據(jù)可回收頁的訪問頻率，周期性地釋放這些頁。在內(nèi)存短缺(分配失敗)時，也會發(fā)起頁面回收，釋放這些頁。
  • 可移動頁：可隨意移動，用戶空間的進程使用的頁就屬于這種類型，它們是通過進程頁表映射的，把這些頁復制到新位置時，只要更新進程頁表就可以了。一般這些頁是從高端內(nèi)存管理區(qū)獲取。


伙伴系統(tǒng)

　　伙伴系統(tǒng)實際上是一個struct free_area的數(shù)組，數(shù)組長度是MAX_ORDER，也就是11，代表著每個數(shù)組元素中鏈表上保存的連續(xù)頁框長度是2的order次方。free_area[0]中鏈表保存的是長度為1的頁框，free_area[1]中鏈表上保存的是物理上連續(xù)的兩個頁框的首頁框鏈表，free_area[2]中鏈表上保存的是物理上連續(xù)4個頁框的首頁框鏈表，free_area[10]中鏈表上保存的是物理上連續(xù)1024個頁框的首頁框鏈表，所以整個伙伴系統(tǒng)中將管理區(qū)中的頁框分為連續(xù)的1,2,4,8,16,32,64,128,256,512,1024頁框放入不同鏈表中保存起來。而因為伙伴系統(tǒng)中每個鏈表保存的頁框都是連續(xù)的，所以只有第一個頁框會加入到鏈表中，因為有order，也可以知道此頁框之后的多少個頁框是屬于這一小塊連續(xù)頁框的。當需要在普通內(nèi)存區(qū)申請4個頁框大小的內(nèi)存時，系統(tǒng)會到普通內(nèi)存管理區(qū)的伙伴系統(tǒng)中的free_area[2]中的第一個鏈表結點，這個結點的頁框及其之后3個頁框都是空閑的，然后把首頁框返回給申請者。

  1. /* 伙伴系統(tǒng)的一個塊，描述1,2,4,8,16,32,64,128,256,512或1024個連續(xù)頁框的塊 */
  2. struct free_area {
  3.     /* 指向這個塊中所有空閑小塊的第一個頁描述符，這些小塊會按照MIGRATE_TYPES類型存放在不同指針里 */
  4.     struct list_head free_list[MIGRATE_TYPES];
  5.     /* 空閑小塊的個數(shù) */
  6.     unsigned long nr_free;
  7. };
　　在伙伴系統(tǒng)中，因為頁的分類關系，在每種長度相同的連續(xù)頁框中又會分出多個不同類型的鏈表，如下：

  1. enum {
  2.     MIGRATE_UNMOVABLE, /* 不可移動頁 */
  3.     MIGRATE_RECLAIMABLE, /* 可回收頁 */
  4.     MIGRATE_MOVABLE, /* 可移動頁 */
  5.     MIGRATE_PCPTYPES, /* 用來表示每CPU頁框高速緩存的數(shù)據(jù)結構中的鏈表的可移動類型數(shù)目 */
  6.     MIGRATE_RESERVE = MIGRATE_PCPTYPES,
  7. #ifdef CONFIG_CMA
  8.     MIGRATE_CMA,
  9. #endif
  10. #ifdef CONFIG_MEMORY_ISOLATION
  11.     MIGRATE_ISOLATE, /* 不能從這個鏈表分配頁框，因為這個鏈表專門用于NUMA結點移動物理內(nèi)存頁，將物理內(nèi)存頁移動到使用這個頁最頻繁的CPU */
  12. #endif
  13.     MIGRATE_TYPES
  14. };
    保存連續(xù)2個頁框的free_area[2]的結構如下：


　　在從伙伴系統(tǒng)中申請頁框時，有可能會遇到一種情況，就是當前需求的連續(xù)頁框鏈表上沒有可用的空閑頁框，這時后，伙伴系統(tǒng)會從下一級獲取一個連續(xù)長度的頁框塊，將其拆分放入這級列表；當然在擁有者釋放連續(xù)頁框時伙伴系統(tǒng)也會適當?shù)剡M行連續(xù)頁框的合并，并放入下一級中。比如：我需要申請4個頁框，但是長度為4個連續(xù)頁框塊鏈表沒有空閑的頁框塊，伙伴系統(tǒng)會從連續(xù)8個頁框塊的鏈表獲取一個，并將其拆分為兩個連續(xù)4個頁框塊，放入連續(xù)4個頁框塊的鏈表中。釋放時道理也一樣，會檢查釋放的這幾個頁框的之前和之后的物理頁框是否空閑，并且能否組成下一級長度的塊。

 

每CPU頁框高速緩存

　　每CPU頁框高速緩存也是一個分配器，配合著伙伴系統(tǒng)進行使用，這個分配器是專門用于分配單個頁框的，它維護一個單頁框的雙向鏈表，為什么需要這個分配器，因為每個CPU都有自己的硬件高速緩存，當對一個頁進行讀取寫入時，首先會把這個頁裝入硬件高速緩存，而如果進程對這個處于硬件高速緩存的頁進行操作后立即釋放掉，這個頁有可能還保存在硬件高速緩存中，這樣我另一個進程需要請求一個頁并立即寫入數(shù)據(jù)的話，分配器將這個處于硬件高速緩存中的頁分配給它，系統(tǒng)效率會大大增加。

　　在每CPU頁框高速緩存中用一個鏈表來維護一個單頁框的雙向鏈表，每個CPU都有自己的鏈表(因為每個CPU有自己的硬件高速緩存)，那些比較可能處于硬件高速緩存中的頁被稱為“熱頁”，比較不可能處于硬件高速緩存中的頁稱為“冷頁”。其實系統(tǒng)判斷是否為熱頁還是冷頁很簡單，越最近釋放的頁就比較可能是熱頁，所以在雙向鏈表中，從鏈表頭插入可能是熱頁的單頁框，在鏈表尾插入可能是冷頁的單頁框。分配時熱頁就從鏈表頭獲取，冷頁就從鏈表尾獲取。

　　在每CPU頁框高速緩存中也可能會遇到?jīng)]有空閑的頁框(被分配完了)，這時候每CPU頁框高速緩存會從伙伴系統(tǒng)中拿出頁框放入每CPU頁框高速緩存中，相反，如果每CPU頁框高速緩存中頁框過多，也會將一些頁框放回伙伴系統(tǒng)。

　　在內(nèi)核中使用struct per_cpu_pageset結構描述一個每CPU頁框高速緩存，其中的struct per_cpu_pages是核心結構體，如下：

  1. /* 描述一個CPU頁框高速緩存 */
  2. struct per_cpu_pageset {
  3.     /* 高速緩存頁框結構 */
  4.     struct per_cpu_pages pcp;
  5. #ifdef CONFIG_NUMA
  6.     s8 expire;
  7. #endif
  8. #ifdef CONFIG_SMP
  9.     s8 stat_threshold;
  10.     s8 vm_stat_diff[NR_VM_ZONE_STAT_ITEMS];
  11. #endif
  12. };

  14. struct per_cpu_pages {
  15.     /* 當前CPU高速緩存中頁框個數(shù) */
  16.     int count; /* number of pages in the list */
  17.     /* 上界，當此CPU高速緩存中頁框個數(shù)大于high，則會將batch個頁框放回伙伴系統(tǒng) */
  18.     int high; /* high watermark, emptying needed */
  19.     /* 在高速緩存中將要添加或被刪去的頁框個數(shù) */
  20.     int batch; /* chunk size for buddy add/remove */

  22.     /* Lists of pages, one per migrate type stored on the pcp-lists */
  23.     /* 頁框的鏈表，如果需要冷高速緩存，從鏈表尾開始獲取頁框，如果需要熱高速緩存，從鏈表頭開始獲取頁框 */
  24.     struct list_head lists[MIGRATE_PCPTYPES];
  25. };

結尾

　　下篇再說slab了，內(nèi)容太多。到這里，記住對于物理內(nèi)存來說，系統(tǒng)都是以頁框作為最小的分配單位，而分配時必定是要通過管理區(qū)分配器進行分配的，在管理區(qū)分配器中又必定是通過伙伴系統(tǒng)或每CPU頁框分配器進行分配的，而我們編程使用到的malloc或者內(nèi)核中使用的分配小額內(nèi)存的情況，是使用slab實現(xiàn)的，slab的作用就是將一個頁框細分為多個小塊內(nèi)存。









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