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文章目录物理内存的模型非一致内存访问--NUMA一致内存访问模型--UMA内存管理架构页页框管理页描述符页描述符字段flags字段详解gfp_mask 标志获得页alloc_pages__get_free_pages获得填充为0的页释放页kmallocvmalloc参考资料你用心写的每一篇文章可能会带别人和自己走进另一个充满玄妙且多姿多彩的世界。
物理内存的模型 非一致内存访问–NUMA
NUMA (Non Uniform Memory Access) 即非一致内存访问。 非一致内存访问的特点如下
在多CPU系统中有可能出现给定CPU对不同内存单元访问的时间不同。为了让指定CPU总能最先使用访问时间最短的内存Linux把物理内存分成几块并以节点node标识。这样一来每个CPU都有最快访问内存的节点但并不等于只能访问这个节点。内核中用struct pglist_data结构体来存放节点信息多个内存节点通过链表串接起来node_zonelists 将其他节点的各管理区也链了进来但均排在本节点管理区之后以示其它节点优先级低于本节点。
一致内存访问模型–UMA
与UMA不同NUMA模型下处理器访问本地内存的速度要快于其他内存访问本地内存的速度。 UMA模型只有一个内存节点
内存管理架构
为了合理快速的获取内存Linux分多层管理结构以适应不同架构及不同的使用方式。 注 一个系统中并不一定是2个node一般情况下UMA只使用1个node而NUMA最多使用8个或16个
层次描述存储节点(Node)系统物理内存被划分为多个节点每个节点内cpu访问页面的时间是相同的对应的数据结构节点描述符管理区(Zone)每个节点又分为多个管理区用于表示不同范围的内存, 内核可以使用不同的映射方式映射物理内存页描述符描述每一个页框的状态信息所有的也描述符都保存在mem_map[]数组中每个描述符32个字节。mem_map是一个struct page的数组管理着系统中所有的物理内存页面。在系统启动的过程中创建和分配mem_map的内存区域
注 物理内存的描述必须牢牢记住页框就是物理内存。
页 MMU是Memory Management Unit的缩写中文名是内存管理单元。是中央处理器CPU中用来管理虚拟存储器、物理存储器的控制线路同时也负责提供硬件机制的内存访问授权以及虚拟地址映射为物理地址。在本文MMU就是把虚拟地址转换为物理地址的硬件通常以页为单位管理系统中的页表。从虚拟内存的角度来看页就是最小单位32位体系结构支持4KB的页64位体系结构支持8KB的页内核用 struct page结构体来表示系统的每个页。不同的体系支持的页大小不同
1.什么叫动态内存 RAM部分空间被永久地分配给内核用来存放内核代码和静态内核数据结构。而RAM的其他部分成为动态内存。
2.如何有效的管理动态内存 多任务操作系统都在尽力优化对动态内存的使用即用时分配不用时及时释放。另外整个系统的性能取决于如何有效地管理动态内存。
3.内核给自己分配动态内存的三种方法 “页框管理”和“内存区管理”介绍了对连续物理内存区处理的两种不同技术而“非连续内存区管理”介绍了对处理非连续内存区的第三种技术。
页框管理
Intel的奔腾处理器采用两种不同的页框大小4KB和4MB。Linux采用4KB页框大小作为标准的内存分配单元。
1.内核必须记录每个页框当前的状态当前的状态包括什么
内核必须能区分那些页框包含的是属于进程的页而那些页框包含的是内核代码或内核数据。内核还必须能够确定动态内存中的页框是否空闲。
2.什么样的页框是空闲页框 如果内存中的页框不包含有用的数据那么这个页框就是空闲的。
3.什么是有用的数据 用户态进程的数据某个软件高速缓存的数据动态分配的内核数据结构设备驱动程序的缓冲内核模块的代码等等。
4.页框的状态信息保存在一个类型为page的页描述符中即struct page页描述符中, 使用联合体union来优化其结构大小。所有的页描述符存放在mem_map数组中。每个描述符长度为32字节所以mem_map所需要的空间不足整个RAM的百分之一。
页描述符 struct page结构体内容如下定义在include/linux/mm_types.h文件中 struct page {unsigned long flags; /* Atomic flags, some possibly* updated asynchronously *//** Five words (20/40 bytes) are available in this union.* WARNING: bit 0 of the first word is used for PageTail(). That* means the other users of this union MUST NOT use the bit to* avoid collision and false-positive PageTail().*/union {struct { /* Page cache and anonymous pages *//*** lru: Pageout list, eg. active_list protected by* lruvec-lru_lock. Sometimes used as a generic list* by the page owner.*/union {struct list_head lru;/* Or, for the Unevictable LRU list slot */struct {/* Always even, to negate PageTail */void *__filler;/* Count pages or folios mlocks */unsigned int mlock_count;};/* Or, free page */struct list_head buddy_list;struct list_head pcp_list;};/* See page-flags.h for PAGE_MAPPING_FLAGS */struct address_space *mapping; pgoff_t index; /* Our offset within mapping. *//*** private: Mapping-private opaque data.* Usually used for buffer_heads if PagePrivate.* Used for swp_entry_t if PageSwapCache.* Indicates order in the buddy system if PageBuddy.*/unsigned long private;};struct { /* page_pool used by netstack *//*** pp_magic: magic value to avoid recycling non* page_pool allocated pages.*/unsigned long pp_magic;struct page_pool *pp;unsigned long _pp_mapping_pad;unsigned long dma_addr;union {/*** dma_addr_upper: might require a 64-bit* value on 32-bit architectures.*/unsigned long dma_addr_upper;/*** For frag page support, not supported in* 32-bit architectures with 64-bit DMA.*/atomic_long_t pp_frag_count;};};struct { /* Tail pages of compound page */unsigned long compound_head; /* Bit zero is set *//* First tail page only */unsigned char compound_dtor;unsigned char compound_order;atomic_t compound_mapcount;atomic_t compound_pincount;
#ifdef CONFIG_64BITunsigned int compound_nr; /* 1 compound_order */
#endif};struct { /* Second tail page of compound page */unsigned long _compound_pad_1; /* compound_head */unsigned long _compound_pad_2;/* For both global and memcg */struct list_head deferred_list;};struct { /* Page table pages */unsigned long _pt_pad_1; /* compound_head */pgtable_t pmd_huge_pte; /* protected by page-ptl */unsigned long _pt_pad_2; /* mapping */union {struct mm_struct *pt_mm; /* x86 pgds only */atomic_t pt_frag_refcount; /* powerpc */};
#if ALLOC_SPLIT_PTLOCKSspinlock_t *ptl;
#elsespinlock_t ptl;
#endif};struct { /* ZONE_DEVICE pages *//** pgmap: Points to the hosting device page map. */struct dev_pagemap *pgmap;void *zone_device_data;/** ZONE_DEVICE private pages are counted as being* mapped so the next 3 words hold the mapping, index,* and private fields from the source anonymous or* page cache page while the page is migrated to device* private memory.* ZONE_DEVICE MEMORY_DEVICE_FS_DAX pages also* use the mapping, index, and private fields when* pmem backed DAX files are mapped.*/};/** rcu_head: You can use this to free a page by RCU. */struct rcu_head rcu_head;};union { /* This union is 4 bytes in size. *//** If the page can be mapped to userspace, encodes the * number of times this page is referenced by a page table.*/atomic_t _mapcount; /** If the page is neither PageSlab nor mappable to userspace,* the value stored here may help determine what this page* is used for. See page-flags.h for a list of page types* which are currently stored here.*/unsigned int page_type;};/* Usage count. *DO NOT USE DIRECTLY*. See page_ref.h */atomic_t _refcount;#ifdef CONFIG_MEMCGunsigned long memcg_data;
#endif/** On machines where all RAM is mapped into kernel address space,* we can simply calculate the virtual address. On machines with* highmem some memory is mapped into kernel virtual memory* dynamically, so we need a place to store that address.* Note that this field could be 16 bits on x86 ... ;)** Architectures with slow multiplication can define* WANT_PAGE_VIRTUAL in asm/page.h*/
#if defined(WANT_PAGE_VIRTUAL)void *virtual; /* Kernel virtual address (NULL ifnot kmapped, ie. highmem) */
#endif /* WANT_PAGE_VIRTUAL */#ifdef CONFIG_KMSAN/** KMSAN metadata for this page:* - shadow page: every bit indicates whether the corresponding* bit of the original page is initialized (0) or not (1);* - origin page: every 4 bytes contain an id of the stack trace* where the uninitialized value was created.*/struct page *kmsan_shadow;struct page *kmsan_origin;
#endif#ifdef LAST_CPUPID_NOT_IN_PAGE_FLAGSint _last_cpupid;
#endif
} _struct_page_alignment;可以看到主要由两个union组成第一个union联合体占用40个字节32位系统下为20个字节第二个联合体占4个字节。page结构与物理页相关而并非与虚拟页相关。因此该结构对页的描述只是短暂的。
页描述符字段
字段描述flag用来存放页的状态每一位代表一种状态所以至少可以同时表示出32中不同的状态,这些状态定义在linux/page-flags.h中_refcount_refcount表示该物理页的引用次数即内核中引用该page的次数。当该值为0时, 表示没有引用该page的位置所以该page可以被解除映射在内存回收时是有用的。定义在 linux-4.19/include/linux/page_ref.hvirtual通常情况下它就是页在虚拟内存中的地址。有些内存即所谓的高端内存并不永久地映射到内核地址空间上。在这种情况下这个域的值为NULL需要的时候必须动态地映射这些页_mapcount被页表映射的次数也就是说该page同时被多少个进程共享。初始值为-1如果只被一个进程的页表映射了该值为0. 如果该page处于伙伴系统中该值为PAGE_BUDDY_MAPCOUNT_VALUE-128内核通过判断该值是否为PAGE_BUDDY_MAPCOUNT_VALUE来确定该page是否属于伙伴系统
flags字段详解 /include/linux/page-flags.h enum pageflags {PG_locked, /* Page is locked. Dont touch. */ /*page已经上锁不要访问*/PG_referenced, /* 控制系统使用该页面的活跃程度在kswapd页面回收中使用。*/PG_uptodate, /* 表示页面的数据已经从块设备成功读取 */PG_dirty, /* 表示页面内容发生改变页面为脏页面内容被改写后还没有和外部存储器进行同步操作。*/ PG_lru, /* 表示页面加入了LRU链表内核使用LRU链表管理活跃和不活跃页面。*/PG_active, /* 控制页面活跃程度在kswapd页面回收中使用。*/PG_workingset, PG_waiters, /* Page has waiters, check its waitqueue. Must be bit #7 and in the same byte as PG_locked */ /* */PG_error, /* 页面操作过程中发生错误会设置该位。*/PG_slab, /* 用于slab分配器 */PG_owner_priv_1, /* Owner use. If pagecache, fs may use*/ /* 页面的所有者使用如果是page cache页面文件系统可能在使用 */PG_arch_1, /* 与体系结构相关的页面状态位 */PG_reserved, /* 页留给内核代码或者没有使用这种页是不受内存管理系统用于分配的所以不能被回收算法回收。*/PG_private, /* If pagecache, has fs-private data */ /* 表示该页是有效的。如果页面是page cache那么包含一些文件系统相关的数据信息。 */PG_private_2, /* If pagecache, has fs aux data */PG_writeback, /* Page is under writeback */PG_head, /* A head page */PG_mappedtodisk, /* Has blocks allocated on-disk */PG_reclaim, /* To be reclaimed asap */ /* */PG_swapbacked, /* Page is backed by RAM/swap */PG_unevictable, /* Page is unevictable */
#ifdef CONFIG_MMUPG_mlocked, /* Page is vma mlocked */
#endif
#ifdef CONFIG_ARCH_USES_PG_UNCACHEDPG_uncached, /* Page has been mapped as uncached */
#endif
#ifdef CONFIG_MEMORY_FAILUREPG_hwpoison, /* hardware poisoned page. Dont touch */
#endif
#if defined(CONFIG_PAGE_IDLE_FLAG) defined(CONFIG_64BIT)PG_young,PG_idle,
#endif
#ifdef CONFIG_64BITPG_arch_2,
#endif
#ifdef CONFIG_KASAN_HW_TAGSPG_skip_kasan_poison,
#endif__NR_PAGEFLAGS,PG_readahead PG_reclaim,/** Depending on the way an anonymous folio can be mapped into a page* table (e.g., single PMD/PUD/CONT of the head page vs. PTE-mapped* THP), PG_anon_exclusive may be set only for the head page or for* tail pages of an anonymous folio. For now, we only expect it to be* set on tail pages for PTE-mapped THP.*/PG_anon_exclusive PG_mappedtodisk,/* Filesystems */PG_checked PG_owner_priv_1,/* SwapBacked */PG_swapcache PG_owner_priv_1, /* Swap page: swp_entry_t in private *//* Two page bits are conscripted by FS-Cache to maintain local caching* state. These bits are set on pages belonging to the netfss inodes* when those inodes are being locally cached.*/PG_fscache PG_private_2, /* page backed by cache *//* XEN *//* Pinned in Xen as a read-only pagetable page. */PG_pinned PG_owner_priv_1,/* Pinned as part of domain save (see xen_mm_pin_all()). */PG_savepinned PG_dirty,/* Has a grant mapping of another (foreign) domains page. */PG_foreign PG_owner_priv_1,/* Remapped by swiotlb-xen. */PG_xen_remapped PG_owner_priv_1,/* SLOB */PG_slob_free PG_private,/* Compound pages. Stored in first tail pages flags */PG_double_map PG_workingset,#ifdef CONFIG_MEMORY_FAILURE/** Compound pages. Stored in first tail pages flags.* Indicates that at least one subpage is hwpoisoned in the* THP.*/PG_has_hwpoisoned PG_error,
#endif/* non-lru isolated movable page */PG_isolated PG_reclaim,/* Only valid for buddy pages. Used to track pages that are reported */PG_reported PG_uptodate,#ifdef CONFIG_MEMORY_HOTPLUG/* For self-hosted memmap pages */PG_vmemmap_self_hosted PG_owner_priv_1,
#endif
};1) 该结构体成员与体系架构无关主要用来存放页的属性 2) 页的各种不同属性通过一系列标志描述存储在flags成员的各个bit中比如该页是否被锁定中如果该bit置位表示内核的其他部分不允许访问该页防止内存管理出现竞态条件、该页是否能够被回收、该页最近是否被访问过、该页数据是否是脏的该页是否用于slab分配器等等。 3) 通过一系列宏用来操作该flags的各个标志位。SetPageXXX用来设置XXXbit; ClearPageXXX用来清除XXXbit; PageXXX用来查询是否置位。
gfp_mask 标志
在低级页分配函数和kmalloc中都用到了分配器标志。标志可分为3类
行为修饰符在某些特定情况下只能使用某些特定的方法分配内存比如在中断处理程序要求内核在分配内存的过程中不能睡眠因为中断处理程序不能被重新调度。 区修饰符表示从那一区分配内存
标志描述__GFP_DMA从ZONE_DMA分配__GFP_HIGHMEM从ZONE_HIGHMEM或ZONE_NORMAL分配指定以上标志中的一个就可以改变内核试图进行分配的区。如果没有指定任何标志则内核从ZONE_DMA或ZONE_NORMAL进行分配优先从ZONE_NORMAL进行分配。不能给 _get_free_pages 或 kmalloc 指定 __GFP_HIGHMAM因为这两个函数返回的都是逻辑地址而不是 page 结构这两个函数分配的内存当前有可能还没有映射到内核的虚拟地址空间。因此也可能根本就没有逻辑地址。只有 alloc_pages 才能分配高端内存。
类型组合了行为修饰符和区修饰符组合在一起简化了修饰符的使用。一般使用类型修饰符就够了。 GFP_KERNEL参数是gfp_mask标志的一个例子。调用_get_free_pages()之后要注意进行错误检查。内核分配可能失败因此代码必须进行检查并做相应的处理。这意味在此之前你所做的所有工作可能前功尽弃甚至还需要回归到原来的状态。正因为如此在程序开始时就先进行内存分配时很有意义的这能让错误处理得到容易一点。如果你不这么做那么在你想要分配内存的时候如果失败了局面可能很难以控制了。当需要以页为单位的一族连续物理页时尤其是在你只需要一两页时这些低级页函数很有用。对于常用的以字节为单位的分配来说内核提供的函数是kmalloc()。 内核中最常用的标志是 GFP_KERNEL。这种分配可能会引起睡眠它使用的是普通优先级因此这个标志只用在可以重新安全调度的进程上下文中也就是没有锁被持有的情况。另一个全然相反的标志是 GFP_ATOMIC。因为这个标志表示不能睡眠的内存分配因此想要满足调用者获取内存的请求将会受到很严格的限制。GFP_USER用在为用户空间分配内存的场景中。
获得页
alloc_pages
通过使用标志、内存域修饰符和各个分配函数内核提供了一种非常灵活的内存分配体系。尽管如此, 所有接口函数都可以追溯到一个简单的基本函数(alloc_pages_node)。 在内核中分配和释放内存, 都是以页为单位分配内存。alloc_pages函数调用流程如下 linux/gfp.h #ifdef CONFIG_NUMA
static inline struct page *alloc_pages(gfp_t gfp_mask, unsigned int order)
{return alloc_pages_current(gfp_mask, order);
}
#else
#define alloc_pages(gfp_mask, order) \alloc_pages_node(numa_node_id(), gfp_mask, order)
#endifalloc_pages是通过alloc_pages_node函数实现的。该函数执行了一个简单的检查, 如果指定负的结点ID(不存在, 即NUMA_NO_NODE -1), 内核自动地使用当前执行CPU对应的结点nid numa_mem_id();, 然后调用__alloc_pages_node函数进行了内存分配。 linux/gfp.h /** Allocate pages, preferring the node given as nid. When nid NUMA_NO_NODE,* prefer the current CPUs closest node. Otherwise node must be valid and* online.*/
static inline struct page *alloc_pages_node(int nid, gfp_t gfp_mask,unsigned int order)
{if (nid NUMA_NO_NODE)nid numa_mem_id();return __alloc_pages_node(nid, gfp_mask, order);
}static inline struct page *__alloc_pages_node(int nid, gfp_t gfp_mask, unsigned int order)
{VM_BUG_ON(nid 0 || nid MAX_NUMNODES);VM_WARN_ON((gfp_mask __GFP_THISNODE) !node_online(nid));return __alloc_pages(gfp_mask, order, nid);
}__alloc_pages函数直接将自己的所有信息传递给__alloc_pages_nodemask来完成内存的分配 linux/gfp.h static inline struct page *
__alloc_pages(gfp_t gfp_mask, unsigned int order,struct zonelist *zonelist)
{return __alloc_pages_nodemask(gfp_mask, order, zonelist, NULL);
}到__alloc_pages_nodemask就进入了比较正式的流程了主要包含两步
直接分配分配失败选择另一种方式即slowpath继续处理. 首次尝试分配是调用了
static struct page
*get_page_from_freelist(gfp_t gfp_mask, nodemask_t *nodemask, unsigned int order,struct zonelist *zonelist, int high_zoneidx, int alloc_flags,struct zone *preferred_zone, int migratetype)核心机制就是遍历zonelist上的zone找到一个page。该函数主要实现功能
在zonelist中找到一个合适的zone从zone中分配页面。 在选定zone的阶段在正常情况下需要进行一系列的验证保证当前zone有足够的可用页面供分配。须携带ALLOC_NO_WATERMARKS标识的所以这里就分为两种情况。这里涉及到一个分配水位watermark,关于zone_watermark的知识可参考Arnold Lu南京和LoyenWang的文章。水位有三种 kernel-4.19/include/linux/mmzone.h enum zone_watermarks {WMARK_MIN,WMARK_LOW,WMARK_HIGH,NR_WMARK
};#define min_wmark_pages(z) (z-watermark[WMARK_MIN])
#define low_wmark_pages(z) (z-watermark[WMARK_LOW])
#define high_wmark_pages(z) (z-watermark[WMARK_HIGH])在分配之前一般会指定满足那个水位才允许分配或者不管水位直接分配这就对应ALLOC_NO_WATERMARKS标识。 在zone结构中有vm_stat字段是一个数组记录各个状态的页面的数量其中就包含空闲页面对应NR_FREE_PAGES携带watermark标识的分配 需要验证空闲页面是否大于对应的水位只有在大于水位了才允许分配否则需要根据情况对页面进行回收reclaim如果无法回收或者回收后仍然不满足条件则直接返回了。 在一些急迫的事务中可以指定ALLOC_NO_WATERMARKS这样会不会对水位进行验证直接调用buffered_rmqueue分配页面。
zone_watermark_ok函数检查标志
设置的标志在zone_watermark_ok函数中检查, 该函数根据设置的标志判断是否能从给定的内存域分配内存。 /mm/page_alloc.c bool zone_watermark_ok(struct zone *z, unsigned int order, unsigned long mark,int classzone_idx, unsigned int alloc_flags)
{return __zone_watermark_ok(z, order, mark, classzone_idx, alloc_flags, --------------- 完成了检查的工作zone_page_state(z, NR_FREE_PAGES));
}/** Return true if free base pages are above mark. For high-order checks it* will return true of the order-0 watermark is reached and there is at least* one free page of a suitable size. Checking now avoids taking the zone lock* to check in the allocation paths if no pages are free.*/
bool __zone_watermark_ok(struct zone *z, unsigned int order, unsigned long mark,int classzone_idx, unsigned int alloc_flags,long free_pages)
{long min mark;int o;const bool alloc_harder (alloc_flags (ALLOC_HARDER|ALLOC_OOM));/* free_pages may go negative - thats OK *//* free_pages可能变为负值, 没有关系 */free_pages - (1 order) - 1;if (alloc_flags ALLOC_HIGH)min - min / 2;/** If the caller does not have rights to ALLOC_HARDER then subtract* the high-atomic reserves. This will over-estimate the size of the* atomic reserve but it avoids a search.*/if (likely(!alloc_harder)) {free_pages - z-nr_reserved_highatomic;} else {/** OOM victims can try even harder than normal ALLOC_HARDER* users on the grounds that its definitely going to be in* the exit path shortly and free memory. Any allocation it* makes during the free path will be small and short-lived.*/if (alloc_flags ALLOC_OOM)min - min / 2;elsemin - min / 4;}#ifdef CONFIG_CMA/* If allocation cant use CMA areas dont use free CMA pages */if (!(alloc_flags ALLOC_CMA))free_pages - zone_page_state(z, NR_FREE_CMA_PAGES); //得到空闲页的个数
#endif/** Check watermarks for an order-0 allocation request. If these* are not met, then a high-order request also cannot go ahead* even if a suitable page happened to be free.*///该函数会检查空闲页的数目free_pages是否小于最小值与lowmem_reserve中指定的紧急分配值min之和.if (free_pages min z-lowmem_reserve[classzone_idx])return false;/* If this is an order-0 request then the watermark is fine */if (!order)return true;/* For a high-order request, check at least one suitable page is free *//* 在下一阶当前阶的页是不可用的 */for (o order; o MAX_ORDER; o) {struct free_area *area z-free_area[o];int mt;if (!area-nr_free)continue;/* 所需高阶空闲页的数目相对较少 */for (mt 0; mt MIGRATE_PCPTYPES; mt) {if (!list_empty(area-free_list[mt]))return true;}#ifdef CONFIG_CMAif ((alloc_flags ALLOC_CMA) !list_empty(area-free_list[MIGRATE_CMA])) {return true;}
#endifif (alloc_harder !list_empty(area-free_list[MIGRATE_HIGHATOMIC]))return true;}return false;
}如果内核遍历所有的低端内存域之后发现内存不足, 则不进行内存分配。 alloc_flags和gfp_mask之间的区别gfp_mask是使用alloc_pages申请内存时所传递的申请标记而alloc_flags是在内存管理子系统内部使用的另一个标记。关于alloc_flags的定义有如下几个
/* The ALLOC_WMARK bits are used as an index to zone-watermark */
#define ALLOC_WMARK_MIN WMARK_MIN
#define ALLOC_WMARK_LOW WMARK_LOW
#define ALLOC_WMARK_HIGH WMARK_HIGH
#define ALLOC_NO_WATERMARKS 0x04 /* dont check watermarks at all */#define ALLOC_HARDER 0x10 /* try to alloc harder */
#define ALLOC_HIGH 0x20 /* __GFP_HIGH set */
#define ALLOC_CPUSET 0x40 /* check for correct cpuset */
#define ALLOC_CMA 0x80 /* allow allocations from CMA areas */
#define ALLOC_FAIR 0x100 /* fair zone allocation */get_page_from_freelist get_page_from_freelist是伙伴系统使用的另一个重要的辅助函数。它通过标志集和分配阶来判断是否能进行分配。如果可以则发起实际的分配操作。 get_page_from_freelist将那些相关联的参数封装成一个结构
static struct page *
get_page_from_freelist(gfp_t gfp_mask, unsigned int order, int alloc_flags, const struct alloc_context *ac)封装好的结构是struct alloc_context
/** Structure for holding the mostly immutable allocation parameters passed* between functions involved in allocations, including the alloc_pages** family of functions.** nodemask, migratetype and high_zoneidx are initialized only once in* __alloc_pages_nodemask() and then never change.** zonelist, preferred_zone and classzone_idx are set first in* __alloc_pages_nodemask() for the fast path, and might be later changed* in __alloc_pages_slowpath(). All other functions pass the whole strucure* by a const pointer.*/
struct alloc_context {struct zonelist *zonelist;nodemask_t *nodemask;struct zoneref *preferred_zoneref;int migratetype;enum zone_type high_zoneidx;bool spread_dirty_pages;
};__get_free_pages
如果无须用到 struct page可以调用__get_free_pages。这个函数与 alloc_pages 作用相同不过它直接返回所请求的第一个页的逻辑地址。因为页是连续的因此其他页也会紧随其后。 Kernel-4.19/mm/page_alloc.c unsigned long __get_free_pages(gfp_t gfp_mask, unsigned int order)
{struct page *page;page alloc_pages(gfp_mask ~__GFP_HIGHMEM, order); ----------- __get_free_pages调用alloc_pages完成内存分配, 而alloc_pages又借助于alloc_pages_nodeif (!page)return 0;return (unsigned long) page_address(page);-------- 该函数分配 2^order 个连续的物理页并返回一个指向第一页的 page 结构体指针如果出错就返回 NULL, 把给定的页转换成它的逻辑地址。
}
EXPORT_SYMBOL(__get_free_pages);分配单页的函数alloc_page和__get_free_page, 还有__get_dma_pages借助于宏定义。 Kernel-4.19/include/linux/gfp.h #define alloc_page(gfp_mask) alloc_pages(gfp_mask, 0)#define __get_free_page(gfp_mask) \__get_free_pages((gfp_mask), 0)#define __get_dma_pages(gfp_mask, order) \__get_free_pages((gfp_mask) | GFP_DMA, (order))获得填充为0的页 如果需要让返回页的内容全为0可以使用下面这个函数。get_zeroed_page的实现,是对__get_free_pages使用__GFP_ZERO标志即可分配填充字节0的页. 再返回与页关联的内存区地址即可. Kernel-4.19/mm/page_alloc.c unsigned long get_zeroed_page(gfp_t gfp_mask)
{return __get_free_pages(gfp_mask | __GFP_ZERO, 0);
}
EXPORT_SYMBOL(get_zeroed_page);释放页 当不再需要页时可以使用以下函数来释放。释放页时要谨慎只能释放属于你的页。传递了错误的 struct page 或地址用了错误的 order 值都可能导致系统崩溃。
void __free_pages( struct page *page, unsigned int order );
void free_pages( unsigned long addr, unsigned int order );
void free_page( unsigned long addr );kmalloc linux/slab.h 对于以字节为单位的分配内核提供的函数是kmalloc。所分配的内存区在物理上是连续的虚拟地址自然也是连续的。在出错时返回NULL。调用之后要检查返回值是否为空。
void *kmalloc( size_t size, int flags );kfree()函数释放由 kmalloc()分配出来的内存块, 注意配对使用,以避免内存泄漏和其他BUG。
vmalloc
vmalloc 的工作方式是类似于 kmalloc不同点
vmalloc()分配的内存虚拟地址连续物理地址不一定连续。 kmalloc()分配的内存虚拟地址连续物理地址也连续。
内核多用kmalloc()来分配内存主要是基于性能的考虑vmalloc()函数为了把物理上不连续的页转换为虚拟地址空间上连续的页必须专门建立页表项vmalloc()获得的页必须一个一个进行映射这会导致比直接内存映射大得多的TLB抖动。
vmalloc()函数声明linux/vmalloc.h中用法与用户空间malloc相同。
void *vmalloc(unsigned long size);该函数返回一个指针指向逻辑上连续的一块内存区大小至少为size发生错误时函数返回NULL。 函数可能睡眠因此不能在中断上下文 也不能在不允许阻塞的情况下进行调用。 释放vmalloc()分配的页通过配对函数Vfree()
void vfree(const void *addr);该函数也可以睡眠没有返回值。
参考资料
linux内核设计与实现 alloc_page分配内存 节点、管理区、页描述符
