linux核心學習筆記之記憶體管理

linux核心把物理頁作為記憶體管理的基本單位。每一頁的大小根據系統架構不同有所區別，32位系統下為4kb，64位系統下為8kb。記憶體管理單元（mmu）以頁為單位來管理系統中的頁表，負責虛擬位址到實體地址的轉換，使用者所使用的記憶體位址一般都是虛擬位址。

核心中頁的結構體中比較重要的成員為：

struct page ;

記憶體中區的劃分：

名稱

物理記憶體

描述

zone_dma

0~16mb

dma使用的記憶體

zone_normal

16~896mb

正常可定址的記憶體

zone_highem

896mb之後的記憶體

動態對映的記憶體

區的劃分實際是和體系結構相關，如x86體系結構下，isa裝置只能在物理記憶體的前16mb執行dma。所以在某些體系結構下，zone_dma和zone_normal可能合併為zone_normal。高階記憶體zone_highem也是類似。不同的區組成了不同的記憶體池，記憶體池的主要作用是減少記憶體碎片。

核心中區也有對應的結構體（省略部分）：

struct zone lru[nr_lru_lists];

struct zone_reclaim_stat reclaim_stat;

unsigned long pages_scanned; /* since last reclaim */

unsigned long flags; /* zone flags, see below */

/* zone statistics */

atomic_long_t vm_stat[nr_vm_zone_stat_items];

int prev_priority;

unsigned int inactive_ratio;

unsigned long wait_table_hash_nr_entries;

unsigned long wait_table_bits;

struct pglist_data *zone_pgdat;

/* zone_start_pfn == zone_start_paddr >> page_shift */

unsigned long zone_start_pfn;

unsigned long spanned_pages; /* total size, including holes */

unsigned long present_pages; /* amount of memory (excluding holes) */

const char *name;

}核心中總共就三個區，所以也只有3個這樣的結構，name分別為「dma」、「normal」、「highmem」。

頁的操作介面：

static inline struct page *

alloc_pages(gfp_t gfp_mask, unsigned int order) 請求多個記憶體頁，返回指向第乙個頁的page結構體

void *page_address(struct page *page) 把給定的頁轉換成虛擬位址，返回虛擬位址

unsigned long __get_free_pages(gfp_t gfp_mask, unsigned int order) 相當於上面兩個函式一起執行的結果，返回第乙個頁的邏輯位址

unsigned long get_zeroed_page(gfp_t gfp_mask) 請求填充為0的頁

void __free_pages(struct page *page, unsigned int order) 釋放頁，入參為page

void free_pages(unsigned long addr, unsigned int order) 釋放頁，入參為邏輯位址

我們常用的是以位元組為單位的分配，

位元組記憶體的操作介面：

void *kmalloc(size_t size, gfp_t flags) 用來分配實體地址連續的記憶體。

void kfree(const void *) 用來釋放kmalloc函式分配的記憶體。

void *vmalloc(unsigned long size)用來分配虛擬位址連續的記憶體，不要求實體地址連續。

void vfree(const void *addr)用於釋放vmalloc分配的記憶體

以上的記憶體分配介面都涉及到gfp_mask標誌，這裡不進行細說，例舉幾個常用的：

標誌

描述

gfp_kernel

常規分配方式，可能會阻塞。這個標誌在睡眠安全時用在程序上下文**中。一般為首選標誌。

gfp_atomic

用於中斷處理程式、下半部等不能睡眠的地方

gfp_dma

從zone_dma進行分配，通常與其他標誌組合使用

針對頻繁申請和釋放資料結構場景（如檔案描述符、程序描述符等）實現了slab分配器，slab分配器將不同的物件劃分快取記憶體組，每個快取記憶體組都存放不同的物件，每種物件型別對應乙個快取記憶體。kmalloc()介面建立在slab層之上，使用了一組通用快取記憶體。每個快取記憶體又可分為乙個或多個slab，通常乙個slab由乙個頁組成。

每個slab處於三種狀態之一：滿、部分滿、空。slab在核心中也對應著乙個結構體：

struct slab ;

slab描述有兩種存放的選擇：一種是存放在slab自身開始的地方，另一種是在slab之外另行分配。slab分配器建立新的slab時，可以kmem_get_pages()。使用kmem_freepages釋放記憶體。

建立快取記憶體介面如下：

struct kmem_cache *

kmem_cache_create (const char *name, size_t size, size_t align,

unsigned long flags, void (*ctor)(void *))

第乙個引數為快取記憶體名稱，第二個引數快取記憶體中每個元素的大小，第三個引數為slab內第乙個物件的偏移，通常為0。最後乙個是快取記憶體的建構函式，新頁追加到快取記憶體時才被呼叫。成功返回乙個指向快取記憶體的指標，失敗返回 null。

void kmem_cache_destroy(struct kmem_cache *);

撤銷快取記憶體

void *kmem_cache_alloc(struct kmem_cache *cachep,

gfp_t flags)

從快取記憶體中分配物件，第二個引數通常是gfp_kernel或gfp_atomic

void kmem_cache_free(struct kmem_cache *cachep, void *objp)

釋放物件，放回slab中。第乙個為快取記憶體，第二個為需要釋放的物件位址

核心中也存在程序的概念，每個核心程序都有兩頁的核心棧。所以核心程序中盡量避免靜態分配，節省棧空間。

高階記憶體的頁不能永久對映到核心位址空間上，使用alloc_pages()+__gfp_highmem標誌來獲得的頁不具有虛擬位址，還需要使用kmap()將頁對映到核心位址空間，通常是3g~4g。該對映函式可以睡眠，只能用於程序上下文。使用kunmap()可以解除對映。在中斷上下文，可用kmap_atomic()來對映高階記憶體，kunmap_atomic()可以解除對映。

最後，核心實現了一種叫"per cpu"變數，我們稱為每cpu變數，實際就是定義了乙個陣列，長度為cpu數量，每乙個元素只能由對應的cpu處理。這樣可以避免併發訪問的問題，處理器可以不加鎖的情況下進行安全訪問。如：

long my_percpu[nr_cpus];

int cpu;

cpu=get_cpu(); //獲取當預處理器，並禁止核心搶占

my_percpu[cpu]++;

put_cpu() //啟用核心搶占

可以看到，在cpu訪問每cpu變數時，禁止了核心搶占，這是為了防止某些cpu可以接觸到其他cpu的資料。

define_per_cpu(type,name) 編譯時建立型別為type，名字為name的變數

declare_per_cpu(type,name) 宣告每cpu變數

get_cpu_var() 返回當預處理器變數，同時禁止搶占，如：get_cpu_var()++;

put_cpu_var() 啟用核心搶占

per_cpu(name,cpu)++ 增加指定cpu上name變數的值

void* alloc_percpu(type) 動態分配type型別的每cpu變數

void* __alloc_percpu(size_t size, size_t align) 增加了位元組對齊

void free_percpu(const void *); 釋放每cpu變數

linux核心學習筆記之記憶體管理

核心學習之記憶體定址（一）

linux 核心學習之記憶體管理未完待續

linux核心學習筆記（2）記憶體定址

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