深入linux内核35节.docx

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深入linux内核35节

物理内存的管理

3.5.1伙伴系统的结构

系统中每个物理内存页都对应于一个structpage实例，每个内存域都关联一个structzone的实例。

order：

描述了内存分配的数量单位。

order范围0~MAX_ORDER

●第0个链表包含的内存区为单页，第1为2的一次方..........

●内存区中第1页内的链表元素，可用于将内存区维持在链表中，所以不必引入新的数据结构来管理，否则这些页不可能在同一内存区。

●主要优点之一：

管理工作较少。

●备用列表：

连接所有内存域和节点。

●内存分配原则：

在首选的内存域或节点无法满足内存分配请求时，首先尝试同一节点的另一个内存域，接下来再尝试另一个节点，直至满足要求。

3.5.2避免碎片

1、依据可移动性组织页

上图表示所有的空闲内存和非空闲内存都是连续的，而下面的图不是连续的，空闲内存最大只有一个页。

●内核的方法是反碎片。

不可移动页：

在内存中有固定位置，不能移动到其他地方。

可回收页：

不能直接移动，但可以删除，其内容可以从某些源重新生成。

可移动页：

可以随意移动。

●内核使用反碎片技术，基于将具有相同可移动性的页分组的思

●如图所示：

●数据结构：

内核定义的迁移类型

●初始化基于可移动性的分组

在内存子系统初始化期间，memmap_init_zone负责处理内存域的page实例，所有页最初都标记为可移动的！

分配内存时，如果必须“盗取”不同于预定迁移类型的内存区，内核在策略上倾向于“盗取”更大的内存区。

2、虚拟可移动内存域

●虚拟内存域ZONE_MOVABLE，必须由管理员显式激活。

●基本思想：

可用的物理内存分为两个内存域，一个用于可移动分配，一个用于不可移动分配。

●数据结构：

Kernelcore指定用于不可移动分配的内存数量；

Movablecore控制用于可移动内存分配的内存数量。

●物理内存域提取的用于ZONE_MOVABLE的内存数量必须考虑下面两种情况：

1　用于不可移动分配的内存会平均地分布到所有内存结点。

2　只使用来自最高内存域的内存。

在内存较多的32位系统上，通常为ZONE_HIGHMEM，但在64位系统上，将使ZONE_NORMAL或ZONE_DMA32。

3.5.3初始化内存域和结点数据结构

体系结构相关代码需要在启动期间建立以下信息：

1.系统中各个内存域的页帧边界，保存在max_zone_pfn中

2.个结点页帧的分配情况，保存在全局变量early_node_map中。

从内核版本2.6.10开始提供一个通用的框架，用于将上述信息转换为伙伴系统预期的结点和内存域数据结构。

在这以前，各个体系结构必须自行建立相关结构。

现在，体系结构相关代码只需要建立前述的简单结构，将繁重的工作留给free_area_init_nodes即可。

图给出了该过程概述和free_area_init_nodes的代码

3.5.4分配器API

●alloc_pages（mask,order）分配2order页并返回一个structpage的实例，表示分配的内存块的起始页

●get_zeroed_page（mask）分配一页并返还一个page实例，页对应的内存填充0。

●_get_free_pages（mask,order）和_get_free_page（mask）的工作方式与上述函数相同，但返回分配内存块的虚拟地址，而不是page实例。

●get_dma_pages（gfp_mask,order）用来获得适用于DMA的页。

注意：

分配失败的情况下，上述函数返回空指针或者0。

1、分配掩码

只要设置了_GPF_DMA就从_GPF_DMA内存域扫描。

内核定义的下列标志意义很明确：

2、内存分配宏

上述的函数主要是通过宏定义联系起来的，具体参考书本。

3.5.5分配页

alloc_pages_node只执行一个简单检查，避免分配过大的内存块。

主要工作委托给_alloc_pages，它是“伙伴系统的心脏”。

1、选择页

前几个标志判断页是否可分配时要考虑那些水印。

通过相应的标识，内存分配过程中的努力程度也有所不同。

主要包括：

内存足够时实现分配比较简单；内存不足就会唤醒守护程序kswapd，通过缩减内存缓存和页面回收获得等等；如果再次失败内核也会采取相应措施，比如采取OOMkiller机制。

2、移除选择的页

如果内核找到适当的内存域，并具有足够的空闲页可供支配，首先必须检查这些页是否是连续的，其次，必须按伙伴系统的方式从free_lists移除这些页，可能需要分解并重排内存区。

如果只分配一页，内核会进行优化，该页并不是从伙伴系统直接取得，而是取自per_cpu的页缓存。

●如果需要分配的内存块长度小于所选择的连续页范围，那么该内存块必须按照伙伴系统的原理分裂成小的块，通过expand函数。

●分配内存的最后手段：

如果遍历了所有分配阶和所有迁移类型，仍然无法满足分配请求，内核可以尝试从MIGRATE_RESERVE列表满足分配请求。

3.5.6释放页（__free_pages）

●可以看到，落脚点是__free_pages（）这个函数，它执行的工作的流程图如下图所示

●可以通过一个简单的情形来模拟一下这个过程，假设现在有一个将要释放的页，它的order为0，page_idx为10。

则先计算它的伙伴10^（1<<0）=11,然后计算合并后的起始页偏移为10&~（1<<0）=10,现在就得到了一个order为1的块，起始页偏移为10，它的伙伴为10^（1<<1）=8,合并后的起始页偏移为10&~（1<<1）=8,如此推导下去，我们可以通过下图和下表更清晰地分析这个过程

3.5.7内核中不连续页的分配

3.5.8内核映射

内核提供了其它函数用于将ZONE_HIGHMEM页帧显式映射到内核空间，这些函数与vmalloc机制无关。

1.持久内核映射

图中vitualaddressspace里面的每一个格子的空间大小为4kB，及一个页的大小，该空间及虚拟空间。

pkmap_count所指代的数组的每个单位大小是4B，及int类型，该数组主要是为了对vitualaddressspace中的虚拟地址被映射多少次的计数。

2.临时内核映射原理

上文描述的持久映射因为不能用于中断处理程序，所以系统还需要一种原子执行的函数来完成任务，逻辑上称为kmap_atomic，他的主要优点是执行速度快，但是不能用于进入睡眠的代码。

但在描述临时映射之前，阐明固定映射是必要的，毕竟它是基于固定映射的。

固定映射在3.4节中有所提及。

在内核虚拟内存的划分中，最后一段FIXMAPS即为固定映射所处的虚拟地址段。

●虚拟地址的计算过程：

idx=type+KM_TYPE*smp_processor_id（）;

vaddr=__fix_to_virt（FIX_KMAP_BEGIN+idx）;

FIX_KMAP_BEGIN来自固定映射的枚举类型

从上面的计算公式我们知道每一个临时内核映射对于不同的cpu是分开的。

如下图：