万字整理，图解Linux内存管理所有知识点
Linux的內(nèi)存管理可謂是學(xué)好Linux的必經(jīng)之路，也是Linux的關(guān)鍵知識(shí)點(diǎn)，有人說打通了內(nèi)存管理的知識(shí)，也就打通了Linux的任督二脈，這一點(diǎn)不夸張。有人問網(wǎng)上有很多Linux內(nèi)存管理的內(nèi)容，為什么還要看你這一篇，這正是我寫此文的原因，網(wǎng)上碎片化的相關(guān)知識(shí)點(diǎn)大都是東拼西湊，先不說正確性與否，就連基本的邏輯都沒有搞清楚，我可以負(fù)責(zé)任的說Linux內(nèi)存管理只需要看此文一篇就可以讓你入Linux內(nèi)核的大門，省去你東找西找的時(shí)間，讓你形成內(nèi)存管理知識(shí)的閉環(huán)。
文章比較長(zhǎng)，做好準(zhǔn)備，深呼吸，讓我們一起打開Linux內(nèi)核的大門！
Linux內(nèi)存管理之CPU訪問內(nèi)存的過程
我喜歡用圖的方式來說明問題，簡(jiǎn)單直接：
藍(lán)色部分是cpu，灰色部分是內(nèi)存，白色部分就是cpu訪問內(nèi)存的過程，也是地址轉(zhuǎn)換的過程。在解釋地址轉(zhuǎn)換的本質(zhì)前我們先理解下幾個(gè)概念：
TLB：MMU工作的過程就是查詢頁表的過程。如果把頁表放在內(nèi)存中查詢的時(shí)候開銷太大，因此為了提高查找效率，專門用一小片訪問更快的區(qū)域存放地址轉(zhuǎn)換條目。（當(dāng)頁表內(nèi)容有變化的時(shí)候，需要清除TLB，以防止地址映射出錯(cuò)。）
Caches：cpu和內(nèi)存之間的緩存機(jī)制，用于提高訪問速率，armv8架構(gòu)的話上圖的caches其實(shí)是L2 Cache，這里就不做進(jìn)一步解釋了。
虛擬地址轉(zhuǎn)換為物理地址的本質(zhì)
我們知道內(nèi)核中的尋址空間大小是由CONFIG_ARM64_VA_BITS控制的，這里以48位為例，ARMv8中，Kernel Space的頁表基地址存放在TTBR1_EL1寄存器中，User Space頁表基地址存放在TTBR0_EL0寄存器中，其中內(nèi)核地址空間的高位為全1，(0xFFFF0000_00000000 ~ 0xFFFFFFFF_FFFFFFFF)，用戶地址空間的高位為全0，(0x00000000_00000000 ~ 0x0000FFFF_FFFFFFFF)
有了宏觀概念，下面我們以內(nèi)核態(tài)尋址過程為例看下是如何把虛擬地址轉(zhuǎn)換為物理地址的。
我們知道linux采用了分頁機(jī)制，通常采用四級(jí)頁表，頁全局目錄(PGD)，頁上級(jí)目錄(PUD)，頁中間目錄(PMD)，頁表(PTE)。如下：
從CR3寄存器中讀取頁目錄所在物理頁面的基址(即所謂的頁目錄基址)，從線性地址的第一部分獲取頁目錄項(xiàng)的索引，兩者相加得到頁目錄項(xiàng)的物理地址。
第一次讀取內(nèi)存得到pgd_t結(jié)構(gòu)的目錄項(xiàng)，從中取出物理頁基址取出，即頁上級(jí)頁目錄的物理基地址。
從線性地址的第二部分中取出頁上級(jí)目錄項(xiàng)的索引，與頁上級(jí)目錄基地址相加得到頁上級(jí)目錄項(xiàng)的物理地址。
第二次讀取內(nèi)存得到pud_t結(jié)構(gòu)的目錄項(xiàng)，從中取出頁中間目錄的物理基地址。
從線性地址的第三部分中取出頁中間目錄項(xiàng)的索引，與頁中間目錄基址相加得到頁中間目錄項(xiàng)的物理地址。
第三次讀取內(nèi)存得到pmd_t結(jié)構(gòu)的目錄項(xiàng)，從中取出頁表的物理基地址。
從線性地址的第四部分中取出頁表項(xiàng)的索引，與頁表基址相加得到頁表項(xiàng)的物理地址。
第四次讀取內(nèi)存得到pte_t結(jié)構(gòu)的目錄項(xiàng)，從中取出物理頁的基地址。
從線性地址的第五部分中取出物理頁內(nèi)偏移量，與物理頁基址相加得到最終的物理地址。
第五次讀取內(nèi)存得到最終要訪問的數(shù)據(jù)。
整個(gè)過程是比較機(jī)械的，每次轉(zhuǎn)換先獲取物理頁基地址，再從線性地址中獲取索引，合成物理地址后再訪問內(nèi)存。不管是頁表還是要訪問的數(shù)據(jù)都是以頁為單位存放在主存中的，因此每次訪問內(nèi)存時(shí)都要先獲得基址，再通過索引(或偏移)在頁內(nèi)訪問數(shù)據(jù)，因此可以將線性地址看作是若干個(gè)索引的集合。
Linux內(nèi)存初始化
有了armv8架構(gòu)訪問內(nèi)存的理解，我們來看下linux在內(nèi)存這塊的初始化就更容易理解了。
創(chuàng)建啟動(dòng)頁表：
在匯編代碼階段的head.S文件中，負(fù)責(zé)創(chuàng)建映射關(guān)系的函數(shù)是create_page_tables。create_page_tables函數(shù)負(fù)責(zé)identity mapping和kernel image mapping。
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identity map：是指把idmap_text區(qū)域的物理地址映射到相等的虛擬地址上，這種映射完成后，其虛擬地址等于物理地址。idmap_text區(qū)域都是一些打開MMU相關(guān)的代碼。
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kernel image map：將kernel運(yùn)行需要的地址（kernel txt、rodata、data、bss等等）進(jìn)行映射。
__create_page_tables主要執(zhí)行的就是identity map和kernel image map：
?__create_page_tables: ......create_pgd_entry?x0,?x3,?x5,?x6mov?????x5,?x3??????????????????????????//?__pa(__idmap_text_start)adr_l???x6,?__idmap_text_end????????????//?__pa(__idmap_text_end)create_block_map?x0,?x7,?x3,?x5,?x6/**?Map?the?kernel?image?(starting?with?PHYS_OFFSET).*/adrp????x0,?swapper_pg_dirmov_q???x5,?KIMAGE_VADDR?+?TEXT_OFFSET??//?compile?time?__va(_text)add?????x5,?x5,?x23?????????????????????//?add?KASLR?displacementcreate_pgd_entry?x0,?x5,?x3,?x6adrp????x6,?_end????????????????????????//?runtime?__pa(_end)adrp????x3,?_text???????????????????????//?runtime?__pa(_text)sub?????x6,?x6,?x3??????????????????????//?_end?-?_textadd?????x6,?x6,?x5??????????????????????//?runtime?__va(_end)create_block_map?x0,?x7,?x3,?x5,?x6......其中調(diào)用create_pgd_entry進(jìn)行PGD及所有中間level(PUD, PMD)頁表的創(chuàng)建，調(diào)用create_block_map進(jìn)行PTE頁表的映射。關(guān)于四級(jí)頁表的關(guān)系如下圖所示，這里就不進(jìn)一步解釋了。
匯編結(jié)束后的內(nèi)存映射關(guān)系如下圖所示：
等內(nèi)存初始化后就可以進(jìn)入真正的內(nèi)存管理了，初始化我總結(jié)了一下，大體分為四步：
物理內(nèi)存進(jìn)系統(tǒng)前
用memblock模塊來對(duì)內(nèi)存進(jìn)行管理
頁表映射
zone初始化
Linux是如何組織物理內(nèi)存的？
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node 目前計(jì)算機(jī)系統(tǒng)有兩種體系結(jié)構(gòu)：
非一致性內(nèi)存訪問 NUMA（Non-Uniform Memory Access）意思是內(nèi)存被劃分為各個(gè)node，訪問一個(gè)node花費(fèi)的時(shí)間取決于CPU離這個(gè)node的距離。每一個(gè)cpu內(nèi)部有一個(gè)本地的node，訪問本地node時(shí)間比訪問其他node的速度快
一致性內(nèi)存訪問 UMA（Uniform Memory Access）也可以稱為SMP（Symmetric Multi-Process）對(duì)稱多處理器。意思是所有的處理器訪問內(nèi)存花費(fèi)的時(shí)間是一樣的。也可以理解整個(gè)內(nèi)存只有一個(gè)node。
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zone
ZONE的意思是把整個(gè)物理內(nèi)存劃分為幾個(gè)區(qū)域，每個(gè)區(qū)域有特殊的含義
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page
代表一個(gè)物理頁，在內(nèi)核中一個(gè)物理頁用一個(gè)struct page表示。
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page frame
為了描述一個(gè)物理page，內(nèi)核使用struct page結(jié)構(gòu)來表示一個(gè)物理頁。假設(shè)一個(gè)page的大小是4K的，內(nèi)核會(huì)將整個(gè)物理內(nèi)存分割成一個(gè)一個(gè)4K大小的物理頁，而4K大小物理頁的區(qū)域我們稱為page frame
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page frame num(pfn)
pfn是對(duì)每個(gè)page frame的編號(hào)。故物理地址和pfn的關(guān)系是：
物理地址>>PAGE_SHIFT = pfn
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pfn和page的關(guān)系
內(nèi)核中支持了好幾個(gè)內(nèi)存模型：CONFIG_FLATMEM（平坦內(nèi)存模型）CONFIG_DISCONTIGMEM（不連續(xù)內(nèi)存模型）CONFIG_SPARSEMEM_VMEMMAP（稀疏的內(nèi)存模型）目前ARM64使用的稀疏的類型模式。
系統(tǒng)啟動(dòng)的時(shí)候，內(nèi)核會(huì)將整個(gè)struct page映射到內(nèi)核虛擬地址空間vmemmap的區(qū)域，所以我們可以簡(jiǎn)單的認(rèn)為struct page的基地址是vmemmap，則：
vmemmap+pfn的地址就是此struct page對(duì)應(yīng)的地址。
Linux分區(qū)頁框分配器
頁框分配在內(nèi)核里的機(jī)制我們叫做分區(qū)頁框分配器(zoned page frame allocator)，在linux系統(tǒng)中，分區(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(jìn)程，都需要請(qǐng)求分區(qū)頁框分配器，這時(shí)才會(huì)分配給你應(yīng)該獲得的物理內(nèi)存頁框。當(dāng)你所擁有的頁框不再使用時(shí)，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(dāng)中。
有時(shí)候目標(biāo)管理區(qū)不一定有足夠的頁框去滿足分配，這時(shí)候系統(tǒng)會(huì)從另外兩個(gè)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：
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如果要求從DMA區(qū)中獲取，就只能從ZONE_DMA區(qū)中獲取。
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如果沒有規(guī)定從哪個(gè)區(qū)獲取，就按照順序從 ZONE_NORMAL -> ZONE_DMA 獲取。
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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。
內(nèi)核中根據(jù)不同的分配需求有6個(gè)函數(shù)接口來請(qǐng)求頁框，最終都會(huì)調(diào)用到__alloc_pages_nodemask。
struct?page?* __alloc_pages_nodemask(gfp_t?gfp_mask,?unsigned?int?order,?int?preferred_nid,nodemask_t?*nodemask) {page?=?get_page_from_freelist(alloc_mask,?order,?alloc_flags,?&ac);//fastpath分配頁面：從pcp(per_cpu_pages)和伙伴系統(tǒng)中正常的分配內(nèi)存空間......page?=?__alloc_pages_slowpath(alloc_mask,?order,?&ac);//slowpath分配頁面：如果上面沒有分配到空間，調(diào)用下面函數(shù)慢速分配，允許等待和回收...... }在頁面分配時(shí)，有兩種路徑可以選擇，如果在快速路徑中分配成功了，則直接返回分配的頁面；快速路徑分配失敗則選擇慢速路徑來進(jìn)行分配。總結(jié)如下：
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正常分配（或叫快速分配）：
如果分配的是單個(gè)頁面，考慮從per CPU緩存中分配空間，如果緩存中沒有頁面，從伙伴系統(tǒng)中提取頁面做補(bǔ)充。
分配多個(gè)頁面時(shí)，從指定類型中分配，如果指定類型中沒有足夠的頁面，從備用類型鏈表中分配。最后會(huì)試探保留類型鏈表。
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慢速（允許等待和頁面回收）分配：
當(dāng)上面兩種分配方案都不能滿足要求時(shí)，考慮頁面回收、殺死進(jìn)程等操作后在試。
Linux頁框分配器之伙伴算法
static?struct?page?* get_page_from_freelist(gfp_t?gfp_mask,?unsigned?int?order,?int?alloc_flags,const?struct?alloc_context?*ac) {for_next_zone_zonelist_nodemask(zone,?z,?ac->zonelist,?ac->high_zoneidx,?ac->nodemask){if?(!zone_watermark_fast(zone,?order,?mark,?ac_classzone_idx(ac),?alloc_flags)){ret?=?node_reclaim(zone->zone_pgdat,?gfp_mask,?order);?switch?(ret)?{case?NODE_RECLAIM_NOSCAN:continue;case?NODE_RECLAIM_FULL:continue;default:if?(zone_watermark_ok(zone,?order,?mark,?ac_classzone_idx(ac),?alloc_flags))goto?try_this_zone;continue;}}try_this_zone:?//本zone正常水位page?=?rmqueue(ac->preferred_zoneref->zone,?zone,?order,?gfp_mask,?alloc_flags,?ac->migratetype);}return?NULL; }首先遍歷當(dāng)前zone，按照HIGHMEM->NORMAL的方向進(jìn)行遍歷，判斷當(dāng)前zone是否能夠進(jìn)行內(nèi)存分配的條件是首先判斷free memory是否滿足low water mark水位值，如果不滿足則進(jìn)行一次快速的內(nèi)存回收操作，然后再次檢測(cè)是否滿足low water mark，如果還是不能滿足，相同步驟遍歷下一個(gè)zone，滿足的話進(jìn)入正常的分配情況，即rmqueue函數(shù)，這也是伙伴系統(tǒng)的核心。
Buddy 分配算法
在看函數(shù)前，我們先看下算法，因?yàn)槲乙恢闭J(rèn)為有了“道”的理解才好進(jìn)一步理解“術(shù)”。
假設(shè)這是一段連續(xù)的頁框，陰影部分表示已經(jīng)被使用的頁框，現(xiàn)在需要申請(qǐng)一個(gè)連續(xù)的5個(gè)頁框。這個(gè)時(shí)候，在這段內(nèi)存上不能找到連續(xù)的5個(gè)空閑的頁框，就會(huì)去另一段內(nèi)存上去尋找5個(gè)連續(xù)的頁框，這樣子，久而久之就形成了頁框的浪費(fèi)。為了避免出現(xiàn)這種情況，Linux內(nèi)核中引入了伙伴系統(tǒng)算法(Buddy system)。把所有的空閑頁框分組為11個(gè)塊鏈表，每個(gè)塊鏈表分別包含大小為1，2，4，8，16，32，64，128，256，512和1024個(gè)連續(xù)頁框的頁框塊。最大可以申請(qǐng)1024個(gè)連續(xù)頁框，對(duì)應(yīng)4MB大小的連續(xù)內(nèi)存。每個(gè)頁框塊的第一個(gè)頁框的物理地址是該塊大小的整數(shù)倍，如圖：
假設(shè)要申請(qǐng)一個(gè)256個(gè)頁框的塊，先從256個(gè)頁框的鏈表中查找空閑塊，如果沒有，就去512個(gè)頁框的鏈表中找，找到了則將頁框塊分為2個(gè)256個(gè)頁框的塊，一個(gè)分配給應(yīng)用，另外一個(gè)移到256個(gè)頁框的鏈表中。如果512個(gè)頁框的鏈表中仍沒有空閑塊，繼續(xù)向1024個(gè)頁框的鏈表查找，如果仍然沒有，則返回錯(cuò)誤。頁框塊在釋放時(shí)，會(huì)主動(dòng)將兩個(gè)連續(xù)的頁框塊合并為一個(gè)較大的頁框塊。
從上面可以知道Buddy算法一直在對(duì)頁框做拆開合并拆開合并的動(dòng)作。Buddy算法牛逼就牛逼在運(yùn)用了世界上任何正整數(shù)都可以由2^n的和組成。這也是Buddy算法管理空閑頁表的本質(zhì)。空閑內(nèi)存的信息我們可以通過以下命令獲取：
也可以通過echo m > /proc/sysrq-trigger來觀察buddy狀態(tài)，與/proc/buddyinfo的信息是一致的：
Buddy 分配函數(shù)
static?inline struct?page?*rmqueue(struct?zone?*preferred_zone,struct?zone?*zone,?unsigned?int?order,gfp_t?gfp_flags,?unsigned?int?alloc_flags,int?migratetype) {if?(likely(order?==?0))?{?//如果order=0則從pcp中分配page?=?rmqueue_pcplist(preferred_zone,?zone,?order,?gfp_flags,?migratetype);}do?{page?=?NULL;if?(alloc_flags?&?ALLOC_HARDER)?{//如果分配標(biāo)志中設(shè)置了ALLOC_HARDER，則從free_list[MIGRATE_HIGHATOMIC]的鏈表中進(jìn)行頁面分配page?=?__rmqueue_smallest(zone,?order,?MIGRATE_HIGHATOMIC);}if?(!page)?//前兩個(gè)條件都不滿足，則在正常的free_list[MIGRATE_*]中進(jìn)行分配page?=?__rmqueue(zone,?order,?migratetype);}?while?(page?&&?check_new_pages(page,?order));...... }Linux分區(qū)頁框分配器之水位
我們講頁框分配器的時(shí)候講到了快速分配和慢速分配，其中伙伴算法是在快速分配里做的，忘記的小伙伴我們?cè)倏聪?#xff1a;
static?struct?page?* get_page_from_freelist(gfp_t?gfp_mask,?unsigned?int?order,?int?alloc_flags,const?struct?alloc_context?*ac) {for_next_zone_zonelist_nodemask(zone,?z,?ac->zonelist,?ac->high_zoneidx,?ac->nodemask){if?(!zone_watermark_fast(zone,?order,?mark,?ac_classzone_idx(ac),?alloc_flags)){ret?=?node_reclaim(zone->zone_pgdat,?gfp_mask,?order);?switch?(ret)?{case?NODE_RECLAIM_NOSCAN:continue;case?NODE_RECLAIM_FULL:continue;default:if?(zone_watermark_ok(zone,?order,?mark,?ac_classzone_idx(ac),?alloc_flags))goto?try_this_zone;continue;}}try_this_zone:?//本zone正常水位page?=?rmqueue(ac->preferred_zoneref->zone,?zone,?order,?gfp_mask,?alloc_flags,?ac->migratetype);}return?NULL; }可以看到在進(jìn)行伙伴算法分配前有個(gè)關(guān)于水位的判斷，今天我們就看下水位的概念。
簡(jiǎn)單的說在使用分區(qū)頁面分配器中會(huì)將可以用的free pages與zone里的水位(watermark)進(jìn)行比較。
水位初始化
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nr_free_buffer_pages 是獲取ZONE_DMA和ZONE_NORMAL區(qū)中高于high水位的總頁數(shù)nr_free_buffer_pages = managed_pages - high_pages
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min_free_kbytes 是總的min大小，min_free_kbytes = 4 * sqrt(lowmem_kbytes)
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setup_per_zone_wmarks 根據(jù)總的min值，再加上各個(gè)zone在總內(nèi)存中的占比，然后通過do_div就計(jì)算出他們各自的min值，進(jìn)而計(jì)算出各個(gè)zone的水位大小。min,low,high的關(guān)系如下：low = min *125%;
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high = min * 150%
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min:low:high = 4:5:6
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setup_per_zone_lowmem_reserve 當(dāng)從Normal失敗后，會(huì)嘗試從DMA申請(qǐng)分配，通過lowmem_reserve[DMA]，限制來自Normal的分配請(qǐng)求。其值可以通過/proc/sys/vm/lowmem_reserve_ratio來修改。
從這張圖可以看出：
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如果空閑頁數(shù)目min值，則該zone非常缺頁，頁面回收壓力很大，應(yīng)用程序?qū)憙?nèi)存操作就會(huì)被阻塞，直接在應(yīng)用程序的進(jìn)程上下文中進(jìn)行回收，即direct reclaim。
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如果空閑頁數(shù)目小于low值，kswapd線程將被喚醒，并開始釋放回收頁面。
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如果空閑頁面的值大于high值，則該zone的狀態(tài)很完美, kswapd線程將重新休眠。
Linux頁框分配器之內(nèi)存碎片化整理
什么是內(nèi)存碎片化
Linux物理內(nèi)存碎片化包括兩種：內(nèi)部碎片化和外部碎片化。
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內(nèi)部碎片化：
指分配給用戶的內(nèi)存空間中未被使用的部分。例如進(jìn)程需要使用3K bytes物理內(nèi)存，于是向系統(tǒng)申請(qǐng)了大小等于3Kbytes的內(nèi)存，但是由于Linux內(nèi)核伙伴系統(tǒng)算法最小顆粒是4K bytes，所以分配的是4Kbytes內(nèi)存，那么其中1K bytes未被使用的內(nèi)存就是內(nèi)存內(nèi)碎片。
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外部碎片化：
指系統(tǒng)中無法利用的小內(nèi)存塊。例如系統(tǒng)剩余內(nèi)存為16K bytes，但是這16K bytes內(nèi)存是由4個(gè)4K bytes的頁面組成，即16K內(nèi)存物理頁幀號(hào)#1不連續(xù)。在系統(tǒng)剩余16K bytes內(nèi)存的情況下，系統(tǒng)卻無法成功分配大于4K的連續(xù)物理內(nèi)存，該情況就是內(nèi)存外碎片導(dǎo)致。
碎片化整理算法
Linux內(nèi)存對(duì)碎片化的整理算法主要應(yīng)用了內(nèi)核的頁面遷移機(jī)制，是一種將可移動(dòng)頁面進(jìn)行遷移后騰出連續(xù)物理內(nèi)存的方法。
假設(shè)存在一個(gè)非常小的內(nèi)存域如下：
藍(lán)色表示空閑的頁面，白色表示已經(jīng)被分配的頁面，可以看到如上內(nèi)存域的空閑頁面（藍(lán)色）非常零散，無法分配大于兩頁的連續(xù)物理內(nèi)存。
下面演示一下內(nèi)存規(guī)整的簡(jiǎn)化工作原理，內(nèi)核會(huì)運(yùn)行兩個(gè)獨(dú)立的掃描動(dòng)作：第一個(gè)掃描從內(nèi)存域的底部開始，一邊掃描一邊將已分配的可移動(dòng)（MOVABLE）頁面記錄到一個(gè)列表中：
另外第二掃描是從內(nèi)存域的頂部開始，掃描可以作為頁面遷移目標(biāo)的空閑頁面位置，然后也記錄到一個(gè)列表里面：
等兩個(gè)掃描在域中間相遇，意味著掃描結(jié)束，然后將左邊掃描得到的已分配的頁面遷移到右邊空閑的頁面中，左邊就形成了一段連續(xù)的物理內(nèi)存，完成頁面規(guī)整。
碎片化整理的三種方式
static?struct?page?* __alloc_pages_direct_compact(gfp_t?gfp_mask,?unsigned?int?order,unsigned?int?alloc_flags,?const?struct?alloc_context?*ac,enum?compact_priority?prio,?enum?compact_result?*compact_result) {struct?page?*page;unsigned?int?noreclaim_flag;if?(!order)return?NULL;noreclaim_flag?=?memalloc_noreclaim_save();*compact_result?=?try_to_compact_pages(gfp_mask,?order,?alloc_flags,?ac,prio);memalloc_noreclaim_restore(noreclaim_flag);if?(*compact_result?<=?COMPACT_INACTIVE)return?NULL;count_vm_event(COMPACTSTALL);page?=?get_page_from_freelist(gfp_mask,?order,?alloc_flags,?ac);if?(page)?{struct?zone?*zone?=?page_zone(page);zone->compact_blockskip_flush?=?false;compaction_defer_reset(zone,?order,?true);count_vm_event(COMPACTSUCCESS);return?page;}count_vm_event(COMPACTFAIL);cond_resched();return?NULL; }在linux內(nèi)核里一共有3種方式可以碎片化整理，我們總結(jié)如下：
Linux slab分配器
在Linux中，伙伴系統(tǒng)是以頁為單位分配內(nèi)存。但是現(xiàn)實(shí)中很多時(shí)候卻以字節(jié)為單位，不然申請(qǐng)10Bytes內(nèi)存還要給1頁的話就太浪費(fèi)了。slab分配器就是為小內(nèi)存分配而生的。slab分配器分配內(nèi)存以Byte為單位。但是slab分配器并沒有脫離伙伴系統(tǒng)，而是基于伙伴系統(tǒng)分配的大內(nèi)存進(jìn)一步細(xì)分成小內(nèi)存分配。
他們之間的關(guān)系可以用一張圖來描述：
流程分析
kmem_cache_alloc 主要四步：
先從 kmem_cache_cpu->freelist中分配，如果freelist為null
接著去 kmem_cache_cpu->partital鏈表中分配，如果此鏈表為null
接著去 kmem_cache_node->partital鏈表分配，如果此鏈表為null
重新分配一個(gè)slab。
Linux 內(nèi)存管理之vmalloc
根據(jù)前面的系列文章，我們知道了buddy system是基于頁框分配器，kmalloc是基于slab分配器，而且這些分配的地址都是物理內(nèi)存連續(xù)的。但是隨著碎片化的積累，連續(xù)物理內(nèi)存的分配就會(huì)變得困難，對(duì)于那些非DMA訪問，不一定非要連續(xù)物理內(nèi)存的話完全可以像malloc那樣，將不連續(xù)的物理內(nèi)存頁框映射到連續(xù)的虛擬地址空間中，這就是vmap的來源）（提供把離散的page映射到連續(xù)的虛擬地址空間），vmalloc的分配就是基于這個(gè)機(jī)制來實(shí)現(xiàn)的。
vmalloc最小分配一個(gè)page，并且分配到的頁面不保證是連續(xù)的，因?yàn)関malloc內(nèi)部調(diào)用alloc_page多次分配單個(gè)頁面。
vmalloc的區(qū)域就是在上圖中VMALLOC_START - VMALLOC_END之間，可通過/proc/vmallocinfo查看。
vmalloc流程
主要分以下三步：
從VMALLOC_START到VMALLOC_END查找空閑的虛擬地址空間(hole)
根據(jù)分配的size,調(diào)用alloc_page依次分配單個(gè)頁面.
把分配的單個(gè)頁面，映射到第一步中找到的連續(xù)的虛擬地址。把分配的單個(gè)頁面，映射到第一步中找到的連續(xù)的虛擬地址。
Linux進(jìn)程的內(nèi)存管理之缺頁異常
當(dāng)進(jìn)程訪問這些還沒建立映射關(guān)系的虛擬地址時(shí)，處理器會(huì)自動(dòng)觸發(fā)缺頁異常。
ARM64把異常分為同步異常和異步異常，通常異步異常指的是中斷（可看《上帝視角看中斷》），同步異常指的是異常。關(guān)于ARM異常處理的文章可參考《ARMv8異常處理簡(jiǎn)介》。
當(dāng)處理器有異常發(fā)生時(shí)，處理器會(huì)先跳轉(zhuǎn)到ARM64的異常向量表中：
ENTRY(vectors)kernel_ventry?1,?sync_invalid???//?Synchronous?EL1tkernel_ventry?1,?irq_invalid???//?IRQ?EL1tkernel_ventry?1,?fiq_invalid???//?FIQ?EL1tkernel_ventry?1,?error_invalid??//?Error?EL1tkernel_ventry?1,?sync????//?Synchronous?EL1hkernel_ventry?1,?irq????//?IRQ?EL1hkernel_ventry?1,?fiq_invalid???//?FIQ?EL1hkernel_ventry?1,?error_invalid??//?Error?EL1hkernel_ventry?0,?sync????//?Synchronous?64-bit?EL0kernel_ventry?0,?irq????//?IRQ?64-bit?EL0kernel_ventry?0,?fiq_invalid???//?FIQ?64-bit?EL0kernel_ventry?0,?error_invalid??//?Error?64-bit?EL0#ifdef?CONFIG_COMPATkernel_ventry?0,?sync_compat,?32??//?Synchronous?32-bit?EL0kernel_ventry?0,?irq_compat,?32??//?IRQ?32-bit?EL0kernel_ventry?0,?fiq_invalid_compat,?32?//?FIQ?32-bit?EL0kernel_ventry?0,?error_invalid_compat,?32?//?Error?32-bit?EL0 #elsekernel_ventry?0,?sync_invalid,?32??//?Synchronous?32-bit?EL0kernel_ventry?0,?irq_invalid,?32??//?IRQ?32-bit?EL0kernel_ventry?0,?fiq_invalid,?32??//?FIQ?32-bit?EL0kernel_ventry?0,?error_invalid,?32??//?Error?32-bit?EL0 #endif END(vectors)以el1下的異常為例，當(dāng)跳轉(zhuǎn)到el1_sync函數(shù)時(shí)，讀取ESR的值以判斷異常類型。根據(jù)類型跳轉(zhuǎn)到不同的處理函數(shù)里，如果是data abort的話跳轉(zhuǎn)到el1_da函數(shù)里，instruction abort的話跳轉(zhuǎn)到el1_ia函數(shù)里：
el1_sync:kernel_entry?1mrs?x1,?esr_el1???//?read?the?syndrome?registerlsr?x24,?x1,?#ESR_ELx_EC_SHIFT?//?exception?classcmp?x24,?#ESR_ELx_EC_DABT_CUR?//?data?abort?in?EL1b.eq?el1_dacmp?x24,?#ESR_ELx_EC_IABT_CUR?//?instruction?abort?in?EL1b.eq?el1_iacmp?x24,?#ESR_ELx_EC_SYS64??//?configurable?trapb.eq?el1_undefcmp?x24,?#ESR_ELx_EC_SP_ALIGN?//?stack?alignment?exceptionb.eq?el1_sp_pccmp?x24,?#ESR_ELx_EC_PC_ALIGN?//?pc?alignment?exceptionb.eq?el1_sp_pccmp?x24,?#ESR_ELx_EC_UNKNOWN?//?unknown?exception?in?EL1b.eq?el1_undefcmp?x24,?#ESR_ELx_EC_BREAKPT_CUR?//?debug?exception?in?EL1b.ge?el1_dbgb?el1_inv流程圖如下：
do_page_fault
static?int?__do_page_fault(struct?mm_struct?*mm,?unsigned?long?addr,unsigned?int?mm_flags,?unsigned?long?vm_flags,struct?task_struct?*tsk) {struct?vm_area_struct?*vma;int?fault;vma?=?find_vma(mm,?addr);fault?=?VM_FAULT_BADMAP;?//沒有找到vma區(qū)域，說明addr還沒有在進(jìn)程的地址空間中if?(unlikely(!vma))goto?out;if?(unlikely(vma->vm_start?>?addr))goto?check_stack;/**?Ok,?we?have?a?good?vm_area?for?this?memory?access,?so?we?can?handle*?it.*/ good_area://一個(gè)好的vma/**?Check?that?the?permissions?on?the?VMA?allow?for?the?fault?which*?occurred.*/if?(!(vma->vm_flags?&?vm_flags))?{//權(quán)限檢查fault?=?VM_FAULT_BADACCESS;?goto?out;}//重新建立物理頁面到VMA的映射關(guān)系return?handle_mm_fault(vma,?addr?&?PAGE_MASK,?mm_flags);check_stack:if?(vma->vm_flags?&?VM_GROWSDOWN?&&?!expand_stack(vma,?addr))goto?good_area; out:return?fault; }從__do_page_fault函數(shù)能看出來，當(dāng)觸發(fā)異常的虛擬地址屬于某個(gè)vma，并且擁有觸發(fā)頁錯(cuò)誤異常的權(quán)限時(shí)，會(huì)調(diào)用到handle_mm_fault函數(shù)來建立vma和物理地址的映射，而handle_mm_fault函數(shù)的主要邏輯是通過__handle_mm_fault來實(shí)現(xiàn)的。
__handle_mm_fault
static?int?__handle_mm_fault(struct?vm_area_struct?*vma,?unsigned?long?address,unsigned?int?flags) {......//查找頁全局目錄，獲取地址對(duì)應(yīng)的表項(xiàng)pgd?=?pgd_offset(mm,?address);//查找頁四級(jí)目錄表項(xiàng)，沒有則創(chuàng)建p4d?=?p4d_alloc(mm,?pgd,?address);if?(!p4d)return?VM_FAULT_OOM;//查找頁上級(jí)目錄表項(xiàng)，沒有則創(chuàng)建vmf.pud?=?pud_alloc(mm,?p4d,?address);......//查找頁中級(jí)目錄表項(xiàng)，沒有則創(chuàng)建vmf.pmd?=?pmd_alloc(mm,?vmf.pud,?address);......//處理pte頁表return?handle_pte_fault(&vmf); }do_anonymous_page
匿名頁缺頁異常，對(duì)于匿名映射，映射完成之后，只是獲得了一塊虛擬內(nèi)存，并沒有分配物理內(nèi)存，當(dāng)?shù)谝淮卧L問的時(shí)候：
如果是讀訪問，會(huì)將虛擬頁映射到０頁，以減少不必要的內(nèi)存分配
如果是寫訪問，用alloc_zeroed_user_highpage_movable分配新的物理頁，并用０填充，然后映射到虛擬頁上去
如果是先讀后寫訪問，則會(huì)發(fā)生兩次缺頁異常：第一次是匿名頁缺頁異常的讀的處理（虛擬頁到0頁的映射），第二次是寫時(shí)復(fù)制缺頁異常處理。
從上面的總結(jié)我們知道，第一次訪問匿名頁時(shí)有三種情況，其中第一種和第三種情況都會(huì)涉及到0頁。
do_fault
do_swap_page
上面已經(jīng)講過，pte對(duì)應(yīng)的內(nèi)容不為0(頁表項(xiàng)存在)，但是pte所對(duì)應(yīng)的page不在內(nèi)存中時(shí)，表示此時(shí)pte的內(nèi)容所對(duì)應(yīng)的頁面在swap空間中，缺頁異常時(shí)會(huì)通過do_swap_page()函數(shù)來分配頁面。
do_swap_page發(fā)生在swap in的時(shí)候，即查找磁盤上的slot，并將數(shù)據(jù)讀回。
換入的過程如下：
查找swap cache中是否存在所查找的頁面，如果存在，則根據(jù)swap cache引用的內(nèi)存頁，重新映射并更新頁表；如果不存在，則分配新的內(nèi)存頁，并添加到swap cache的引用中，更新內(nèi)存頁內(nèi)容完成后，更新頁表。
換入操作結(jié)束后，對(duì)應(yīng)swap area的頁引用減1，當(dāng)減少到0時(shí)，代表沒有任何進(jìn)程引用了該頁，可以進(jìn)行回收。
do_wp_page
走到這里說明頁面在內(nèi)存中，只是PTE只有讀權(quán)限，而又要寫內(nèi)存的時(shí)候就會(huì)觸發(fā)do_wp_page。
do_wp_page函數(shù)用于處理寫時(shí)復(fù)制（copy on write），其流程比較簡(jiǎn)單，主要是分配新的物理頁，拷貝原來頁的內(nèi)容到新頁，然后修改頁表項(xiàng)內(nèi)容指向新頁并修改為可寫(vma具備可寫屬性)。
static?int?do_wp_page(struct?vm_fault?*vmf)__releases(vmf->ptl) {struct?vm_area_struct?*vma?=?vmf->vma;//從頁表項(xiàng)中得到頁幀號(hào)，再得到頁描述符，發(fā)生異常時(shí)地址所在的page結(jié)構(gòu)vmf->page?=?vm_normal_page(vma,?vmf->address,?vmf->orig_pte);if?(!vmf->page)?{//沒有page結(jié)構(gòu)是使用頁幀號(hào)的特殊映射/**?VM_MIXEDMAP?!pfn_valid()?case,?or?VM_SOFTDIRTY?clear?on?a*?VM_PFNMAP?VMA.**?We?should?not?cow?pages?in?a?shared?writeable?mapping.*?Just?mark?the?pages?writable?and/or?call?ops->pfn_mkwrite.*/if?((vma->vm_flags?&?(VM_WRITE|VM_SHARED))?==(VM_WRITE|VM_SHARED))//處理共享可寫映射return?wp_pfn_shared(vmf);pte_unmap_unlock(vmf->pte,?vmf->ptl);//處理私有可寫映射return?wp_page_copy(vmf);}/**?Take?out?anonymous?pages?first,?anonymous?shared?vmas?are*?not?dirty?accountable.*/if?(PageAnon(vmf->page)?&&?!PageKsm(vmf->page))?{int?total_map_swapcount;if?(!trylock_page(vmf->page))?{//添加原來頁的引用計(jì)數(shù)，方式被釋放get_page(vmf->page);//釋放頁表鎖pte_unmap_unlock(vmf->pte,?vmf->ptl);lock_page(vmf->page);vmf->pte?=?pte_offset_map_lock(vma->vm_mm,?vmf->pmd,vmf->address,?&vmf->ptl);if?(!pte_same(*vmf->pte,?vmf->orig_pte))?{unlock_page(vmf->page);pte_unmap_unlock(vmf->pte,?vmf->ptl);put_page(vmf->page);return?0;}put_page(vmf->page);}//單身匿名頁面的處理if?(reuse_swap_page(vmf->page,?&total_map_swapcount))?{if?(total_map_swapcount?==?1)?{/**?The?page?is?all?ours.?Move?it?to*?our?anon_vma?so?the?rmap?code?will*?not?search?our?parent?or?siblings.*?Protected?against?the?rmap?code?by*?the?page?lock.*/page_move_anon_rmap(vmf->page,?vma);}unlock_page(vmf->page);wp_page_reuse(vmf);return?VM_FAULT_WRITE;}unlock_page(vmf->page);}?else?if?(unlikely((vma->vm_flags?&?(VM_WRITE|VM_SHARED))?==(VM_WRITE|VM_SHARED)))?{//共享可寫，不需要復(fù)制物理頁，設(shè)置頁表權(quán)限即可return?wp_page_shared(vmf);}/**?Ok,?we?need?to?copy.?Oh,?well..*/get_page(vmf->page);pte_unmap_unlock(vmf->pte,?vmf->ptl);//私有可寫，復(fù)制物理頁，將虛擬頁映射到物理頁return?wp_page_copy(vmf); }Linux 內(nèi)存管理之CMA
CMA是reserved的一塊內(nèi)存，用于分配連續(xù)的大塊內(nèi)存。當(dāng)設(shè)備驅(qū)動(dòng)不用時(shí)，內(nèi)存管理系統(tǒng)將該區(qū)域用于分配和管理可移動(dòng)類型頁面；當(dāng)設(shè)備驅(qū)動(dòng)使用時(shí)，此時(shí)已經(jīng)分配的頁面需要進(jìn)行遷移，又用于連續(xù)內(nèi)存分配；其用法與DMA子系統(tǒng)結(jié)合在一起充當(dāng)DMA的后端，具體可參考《沒有IOMMU的DMA操作》。
CMA區(qū)域 cma_areas 的創(chuàng)建
CMA區(qū)域的創(chuàng)建有兩種方法，一種是通過dts的reserved memory，另外一種是通過command line參數(shù)和內(nèi)核配置參數(shù)。
-
dts方式：
device tree中可以包含reserved-memory node，系統(tǒng)啟動(dòng)的時(shí)候會(huì)打開rmem_cma_setup
RESERVEDMEM_OF_DECLARE(cma, "shared-dma-pool", rmem_cma_setup);
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command line方式：cma=nn[MG]@[start[MG][-end[MG]]]
系統(tǒng)在啟動(dòng)的過程中會(huì)把cmdline里的nn, start, end傳給函數(shù)dma_contiguous_reserve，流程如下：
setup_arch--->arm64_memblock_init--->dma_contiguous_reserve->dma_contiguous_reserve_area->cma_declare_contiguous
將CMA區(qū)域添加到Buddy System
為了避免這塊reserved的內(nèi)存在不用時(shí)候的浪費(fèi)，內(nèi)存管理模塊會(huì)將CMA區(qū)域添加到Buddy System中，用于可移動(dòng)頁面的分配和管理。CMA區(qū)域是通過cma_init_reserved_areas接口來添加到Buddy System中的。
static?int?__init?cma_init_reserved_areas(void) {int?i;for?(i?=?0;?i?<?cma_area_count;?i++)?{int?ret?=?cma_activate_area(&cma_areas[i]);if?(ret)return?ret;}return?0; } core_initcall(cma_init_reserved_areas);其實(shí)現(xiàn)比較簡(jiǎn)單，主要分為兩步：
把該頁面設(shè)置為MIGRATE_CMA標(biāo)志
通過__free_pages將頁面添加到buddy system中
CMA分配
《沒有IOMMU的DMA操作》里講過，CMA是通過cma_alloc分配的。cma_alloc->alloc_contig_range(..., MIGRATE_CMA,...)，向剛才釋放給buddy system的MIGRATE_CMA類型頁面，重新“收集”過來。
用CMA的時(shí)候有一點(diǎn)需要注意：
也就是上圖中黃色部分的判斷。CMA內(nèi)存在分配過程是一個(gè)比較“重”的操作，可能涉及頁面遷移、頁面回收等操作，因此不適合用于atomic context。比如之前遇到過一個(gè)問題，當(dāng)內(nèi)存不足的情況下，向U盤寫數(shù)據(jù)的同時(shí)操作界面會(huì)出現(xiàn)卡頓的現(xiàn)象，這是因?yàn)镃MA在遷移的過程中需要等待當(dāng)前頁面中的數(shù)據(jù)回寫到U盤之后，才會(huì)進(jìn)一步的規(guī)整為連續(xù)內(nèi)存供gpu/display使用，從而出現(xiàn)卡頓的現(xiàn)象。
總結(jié)
至此，從CPU開始訪問內(nèi)存，到物理頁的劃分，再到內(nèi)核頁框分配器的實(shí)現(xiàn)，以及slab分配器的實(shí)現(xiàn)，最后到CMA等連續(xù)內(nèi)存的使用，把Linux內(nèi)存管理的知識(shí)串了起來，算是形成了整個(gè)閉環(huán)。相信如果掌握了本篇內(nèi)容，肯定打開了Linux內(nèi)核的大門，有了這個(gè)基石，祝愿大家接下來的內(nèi)核學(xué)習(xí)越來越輕松。
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總結(jié)
以上是生活随笔為你收集整理的万字整理，图解Linux内存管理所有知识点的全部?jī)?nèi)容，希望文章能夠幫你解決所遇到的問題。
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