|
|
# 23 | 物理内存管理（上）：会议室管理员如何分配会议室？
|
|
|
|
|
|
前一节，我们讲了如何从项目经理的角度看内存，看到的是虚拟地址空间，这些虚拟的地址，总是要映射到物理的页面。这一节，我们来看，物理的页面是如何管理的。
|
|
|
|
|
|
## 物理内存的组织方式
|
|
|
|
|
|
前面咱们讲虚拟内存，涉及物理内存的映射的时候，我们总是把内存想象成它是由连续的一页一页的块组成的。我们可以从0开始对物理页编号，这样每个物理页都会有个页号。
|
|
|
|
|
|
由于物理地址是连续的，页也是连续的，每个页大小也是一样的。因而对于任何一个地址，只要直接除一下每页的大小，很容易直接算出在哪一页。每个页有一个结构struct page表示，这个结构也是放在一个数组里面，这样根据页号，很容易通过下标找到相应的struct page结构。
|
|
|
|
|
|
如果是这样，整个物理内存的布局就非常简单、易管理，这就是最经典的**平坦内存模型**（Flat Memory Model）。
|
|
|
|
|
|
我们讲x86的工作模式的时候，讲过CPU是通过总线去访问内存的，这就是最经典的内存使用方式。
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
在这种模式下，CPU也会有多个，在总线的一侧。所有的内存条组成一大片内存，在总线的另一侧，所有的CPU访问内存都要过总线，而且距离都是一样的，这种模式称为**SMP**（Symmetric multiprocessing），即对称多处理器。当然，它也有一个显著的缺点，就是总线会成为瓶颈，因为数据都要走它。
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
为了提高性能和可扩展性，后来有了一种更高级的模式，**NUMA**（Non-uniform memory access），非一致内存访问。在这种模式下，内存不是一整块。每个CPU都有自己的本地内存，CPU访问本地内存不用过总线，因而速度要快很多，每个CPU和内存在一起，称为一个NUMA节点。但是，在本地内存不足的情况下，每个CPU都可以去另外的NUMA节点申请内存，这个时候访问延时就会比较长。
|
|
|
|
|
|
这样，内存被分成了多个节点，每个节点再被分成一个一个的页面。由于页需要全局唯一定位，页还是需要有全局唯一的页号的。但是由于物理内存不是连起来的了，页号也就不再连续了。于是内存模型就变成了非连续内存模型，管理起来就复杂一些。
|
|
|
|
|
|
这里需要指出的是，NUMA往往是非连续内存模型。而非连续内存模型不一定就是NUMA，有时候一大片内存的情况下，也会有物理内存地址不连续的情况。
|
|
|
|
|
|
后来内存技术牛了，可以支持热插拔了。这个时候，不连续成为常态，于是就有了稀疏内存模型。
|
|
|
|
|
|
### 节点
|
|
|
|
|
|
我们主要解析当前的主流场景，NUMA方式。我们首先要能够表示NUMA节点的概念，于是有了下面这个结构typedef struct pglist\_data pg\_data\_t，它里面有以下的成员变量：
|
|
|
|
|
|
* 每一个节点都有自己的ID：node\_id；
|
|
|
|
|
|
* node\_mem\_map就是这个节点的struct page数组，用于描述这个节点里面的所有的页；
|
|
|
|
|
|
* node\_start\_pfn是这个节点的起始页号；
|
|
|
|
|
|
* node\_spanned\_pages是这个节点中包含不连续的物理内存地址的页面数；
|
|
|
|
|
|
* node\_present\_pages是真正可用的物理页面的数目。
|
|
|
|
|
|
|
|
|
例如，64M物理内存隔着一个4M的空洞，然后是另外的64M物理内存。这样换算成页面数目就是，16K个页面隔着1K个页面，然后是另外16K个页面。这种情况下，node\_spanned\_pages就是33K个页面，node\_present\_pages就是32K个页面。
|
|
|
|
|
|
```
|
|
|
typedef struct pglist_data {
|
|
|
struct zone node_zones[MAX_NR_ZONES];
|
|
|
struct zonelist node_zonelists[MAX_ZONELISTS];
|
|
|
int nr_zones;
|
|
|
struct page *node_mem_map;
|
|
|
unsigned long node_start_pfn;
|
|
|
unsigned long node_present_pages; /* total number of physical pages */
|
|
|
unsigned long node_spanned_pages; /* total size of physical page range, including holes */
|
|
|
int node_id;
|
|
|
......
|
|
|
} pg_data_t;
|
|
|
|
|
|
```
|
|
|
|
|
|
每一个节点分成一个个区域zone，放在数组node\_zones里面。这个数组的大小为MAX\_NR\_ZONES。我们来看区域的定义。
|
|
|
|
|
|
```
|
|
|
enum zone_type {
|
|
|
#ifdef CONFIG_ZONE_DMA
|
|
|
ZONE_DMA,
|
|
|
#endif
|
|
|
#ifdef CONFIG_ZONE_DMA32
|
|
|
ZONE_DMA32,
|
|
|
#endif
|
|
|
ZONE_NORMAL,
|
|
|
#ifdef CONFIG_HIGHMEM
|
|
|
ZONE_HIGHMEM,
|
|
|
#endif
|
|
|
ZONE_MOVABLE,
|
|
|
__MAX_NR_ZONES
|
|
|
};
|
|
|
|
|
|
```
|
|
|
|
|
|
ZONE\_DMA是指可用于作DMA（Direct Memory Access，直接内存存取）的内存。DMA是这样一种机制：要把外设的数据读入内存或把内存的数据传送到外设，原来都要通过CPU控制完成，但是这会占用CPU，影响CPU处理其他事情，所以有了DMA模式。CPU只需向DMA控制器下达指令，让DMA控制器来处理数据的传送，数据传送完毕再把信息反馈给CPU，这样就可以解放CPU。
|
|
|
|
|
|
对于64位系统，有两个DMA区域。除了上面说的ZONE\_DMA，还有ZONE\_DMA32。在这里你大概理解DMA的原理就可以，不必纠结，我们后面会讲DMA的机制。
|
|
|
|
|
|
ZONE\_NORMAL是直接映射区，就是上一节讲的，从物理内存到虚拟内存的内核区域，通过加上一个常量直接映射。
|
|
|
|
|
|
ZONE\_HIGHMEM是高端内存区，就是上一节讲的，对于32位系统来说超过896M的地方，对于64位没必要有的一段区域。
|
|
|
|
|
|
ZONE\_MOVABLE是可移动区域，通过将物理内存划分为可移动分配区域和不可移动分配区域来避免内存碎片。
|
|
|
|
|
|
这里你需要注意一下，我们刚才对于区域的划分，都是针对物理内存的。
|
|
|
|
|
|
nr\_zones表示当前节点的区域的数量。node\_zonelists是备用节点和它的内存区域的情况。前面讲NUMA的时候，我们讲了CPU访问内存，本节点速度最快，但是如果本节点内存不够怎么办，还是需要去其他节点进行分配。毕竟，就算在备用节点里面选择，慢了点也比没有强。
|
|
|
|
|
|
既然整个内存被分成了多个节点，那pglist\_data应该放在一个数组里面。每个节点一项，就像下面代码里面一样：
|
|
|
|
|
|
```
|
|
|
struct pglist_data *node_data[MAX_NUMNODES] __read_mostly;
|
|
|
|
|
|
```
|
|
|
|
|
|
### 区域
|
|
|
|
|
|
到这里，我们把内存分成了节点，把节点分成了区域。接下来我们来看，一个区域里面是如何组织的。
|
|
|
|
|
|
表示区域的数据结构zone的定义如下：
|
|
|
|
|
|
```
|
|
|
struct zone {
|
|
|
......
|
|
|
struct pglist_data *zone_pgdat;
|
|
|
struct per_cpu_pageset __percpu *pageset;
|
|
|
|
|
|
|
|
|
unsigned long zone_start_pfn;
|
|
|
|
|
|
|
|
|
/*
|
|
|
* spanned_pages is the total pages spanned by the zone, including
|
|
|
* holes, which is calculated as:
|
|
|
* spanned_pages = zone_end_pfn - zone_start_pfn;
|
|
|
*
|
|
|
* present_pages is physical pages existing within the zone, which
|
|
|
* is calculated as:
|
|
|
* present_pages = spanned_pages - absent_pages(pages in holes);
|
|
|
*
|
|
|
* managed_pages is present pages managed by the buddy system, which
|
|
|
* is calculated as (reserved_pages includes pages allocated by the
|
|
|
* bootmem allocator):
|
|
|
* managed_pages = present_pages - reserved_pages;
|
|
|
*
|
|
|
*/
|
|
|
unsigned long managed_pages;
|
|
|
unsigned long spanned_pages;
|
|
|
unsigned long present_pages;
|
|
|
|
|
|
|
|
|
const char *name;
|
|
|
......
|
|
|
/* free areas of different sizes */
|
|
|
struct free_area free_area[MAX_ORDER];
|
|
|
|
|
|
|
|
|
/* zone flags, see below */
|
|
|
unsigned long flags;
|
|
|
|
|
|
|
|
|
/* Primarily protects free_area */
|
|
|
spinlock_t lock;
|
|
|
......
|
|
|
} ____cacheline_internodealigned_in_
|
|
|
|
|
|
```
|
|
|
|
|
|
在一个zone里面，zone\_start\_pfn表示属于这个zone的第一个页。
|
|
|
|
|
|
如果我们仔细看代码的注释，可以看到，spanned\_pages = zone\_end\_pfn - zone\_start\_pfn，也即spanned\_pages指的是不管中间有没有物理内存空洞，反正就是最后的页号减去起始的页号。
|
|
|
|
|
|
present\_pages = spanned\_pages - absent\_pages(pages in holes)，也即present\_pages是这个zone在物理内存中真实存在的所有page数目。
|
|
|
|
|
|
managed\_pages = present\_pages - reserved\_pages，也即managed\_pages是这个zone被伙伴系统管理的所有的page数目，伙伴系统的工作机制我们后面会讲。
|
|
|
|
|
|
per\_cpu\_pageset用于区分冷热页。什么叫冷热页呢？咱们讲x86体系结构的时候讲过，为了让CPU快速访问段描述符，在CPU里面有段描述符缓存。CPU访问这个缓存的速度比内存快得多。同样对于页面来讲，也是这样的。如果一个页被加载到CPU高速缓存里面，这就是一个热页（Hot Page），CPU读起来速度会快很多，如果没有就是冷页（Cold Page）。由于每个CPU都有自己的高速缓存，因而per\_cpu\_pageset也是每个CPU一个。
|
|
|
|
|
|
### 页
|
|
|
|
|
|
了解了区域zone，接下来我们就到了组成物理内存的基本单位，页的数据结构struct page。这是一个特别复杂的结构，里面有很多的union，union结构是在C语言中被用于同一块内存根据情况保存不同类型数据的一种方式。这里之所以用了union，是因为一个物理页面使用模式有多种。
|
|
|
|
|
|
第一种模式，要用就用一整页。这一整页的内存，或者直接和虚拟地址空间建立映射关系，我们把这种称为匿名页（Anonymous Page）。或者用于关联一个文件，然后再和虚拟地址空间建立映射关系，这样的文件，我们称为内存映射文件（Memory-mapped File）。
|
|
|
|
|
|
如果某一页是这种使用模式，则会使用union中的以下变量：
|
|
|
|
|
|
* struct address\_space \*mapping就是用于内存映射，如果是匿名页，最低位为1；如果是映射文件，最低位为0；
|
|
|
|
|
|
* pgoff\_t index是在映射区的偏移量；
|
|
|
|
|
|
* atomic\_t \_mapcount，每个进程都有自己的页表，这里指有多少个页表项指向了这个页；
|
|
|
|
|
|
* struct list\_head lru表示这一页应该在一个链表上，例如这个页面被换出，就在换出页的链表中；
|
|
|
|
|
|
* compound相关的变量用于复合页（Compound Page），就是将物理上连续的两个或多个页看成一个独立的大页。
|
|
|
|
|
|
|
|
|
第二种模式，仅需分配小块内存。有时候，我们不需要一下子分配这么多的内存，例如分配一个task\_struct结构，只需要分配小块的内存，去存储这个进程描述结构的对象。为了满足对这种小内存块的需要，Linux系统采用了一种被称为**slab allocator**的技术，用于分配称为slab的一小块内存。它的基本原理是从内存管理模块申请一整块页，然后划分成多个小块的存储池，用复杂的队列来维护这些小块的状态（状态包括：被分配了/被放回池子/应该被回收）。
|
|
|
|
|
|
也正是因为slab allocator对于队列的维护过于复杂，后来就有了一种不使用队列的分配器slub allocator，后面我们会解析这个分配器。但是你会发现，它里面还是用了很多slab的字眼，因为它保留了slab的用户接口，可以看成slab allocator的另一种实现。
|
|
|
|
|
|
还有一种小块内存的分配器称为**slob**，非常简单，主要使用在小型的嵌入式系统。
|
|
|
|
|
|
如果某一页是用于分割成一小块一小块的内存进行分配的使用模式，则会使用union中的以下变量：
|
|
|
|
|
|
* s\_mem是已经分配了正在使用的slab的第一个对象；
|
|
|
|
|
|
* freelist是池子中的空闲对象；
|
|
|
|
|
|
* rcu\_head是需要释放的列表。
|
|
|
|
|
|
|
|
|
```
|
|
|
struct page {
|
|
|
unsigned long flags;
|
|
|
union {
|
|
|
struct address_space *mapping;
|
|
|
void *s_mem; /* slab first object */
|
|
|
atomic_t compound_mapcount; /* first tail page */
|
|
|
};
|
|
|
union {
|
|
|
pgoff_t index; /* Our offset within mapping. */
|
|
|
void *freelist; /* sl[aou]b first free object */
|
|
|
};
|
|
|
union {
|
|
|
unsigned counters;
|
|
|
struct {
|
|
|
union {
|
|
|
atomic_t _mapcount;
|
|
|
unsigned int active; /* SLAB */
|
|
|
struct { /* SLUB */
|
|
|
unsigned inuse:16;
|
|
|
unsigned objects:15;
|
|
|
unsigned frozen:1;
|
|
|
};
|
|
|
int units; /* SLOB */
|
|
|
};
|
|
|
atomic_t _refcount;
|
|
|
};
|
|
|
};
|
|
|
union {
|
|
|
struct list_head lru; /* Pageout list */
|
|
|
struct dev_pagemap *pgmap;
|
|
|
struct { /* slub per cpu partial pages */
|
|
|
struct page *next; /* Next partial slab */
|
|
|
int pages; /* Nr of partial slabs left */
|
|
|
int pobjects; /* Approximate # of objects */
|
|
|
};
|
|
|
struct rcu_head rcu_head;
|
|
|
struct {
|
|
|
unsigned long compound_head; /* If bit zero is set */
|
|
|
unsigned int compound_dtor;
|
|
|
unsigned int compound_order;
|
|
|
};
|
|
|
};
|
|
|
union {
|
|
|
unsigned long private;
|
|
|
struct kmem_cache *slab_cache; /* SL[AU]B: Pointer to slab */
|
|
|
};
|
|
|
......
|
|
|
}
|
|
|
|
|
|
```
|
|
|
|
|
|
## 页的分配
|
|
|
|
|
|
好了，前面我们讲了物理内存的组织，从节点到区域到页到小块。接下来，我们来看物理内存的分配。
|
|
|
|
|
|
对于要分配比较大的内存，例如到分配页级别的，可以使用**伙伴系统**（Buddy System）。
|
|
|
|
|
|
Linux中的内存管理的“页”大小为4KB。把所有的空闲页分组为11个页块链表，每个块链表分别包含很多个大小的页块，有1、2、4、8、16、32、64、128、256、512和1024个连续页的页块。最大可以申请1024个连续页，对应4MB大小的连续内存。每个页块的第一个页的物理地址是该页块大小的整数倍。
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
第i个页块链表中，页块中页的数目为2^i。
|
|
|
|
|
|
在struct zone里面有以下的定义：
|
|
|
|
|
|
```
|
|
|
struct free_area free_area[MAX_ORDER];
|
|
|
|
|
|
```
|
|
|
|
|
|
MAX\_ORDER就是指数。
|
|
|
|
|
|
```
|
|
|
#define MAX_ORDER 11
|
|
|
|
|
|
```
|
|
|
|
|
|
当向内核请求分配(2^(i-1)，2^i\]数目的页块时，按照2^i页块请求处理。如果对应的页块链表中没有空闲页块，那我们就在更大的页块链表中去找。当分配的页块中有多余的页时，伙伴系统会根据多余的页块大小插入到对应的空闲页块链表中。
|
|
|
|
|
|
例如，要请求一个128个页的页块时，先检查128个页的页块链表是否有空闲块。如果没有，则查256个页的页块链表；如果有空闲块的话，则将256个页的页块分成两份，一份使用，一份插入128个页的页块链表中。如果还是没有，就查512个页的页块链表；如果有的话，就分裂为128、128、256三个页块，一个128的使用，剩余两个插入对应页块链表。
|
|
|
|
|
|
上面这个过程，我们可以在分配页的函数alloc\_pages中看到。
|
|
|
|
|
|
```
|
|
|
static inline struct page *
|
|
|
alloc_pages(gfp_t gfp_mask, unsigned int order)
|
|
|
{
|
|
|
return alloc_pages_current(gfp_mask, order);
|
|
|
}
|
|
|
|
|
|
|
|
|
/**
|
|
|
* alloc_pages_current - Allocate pages.
|
|
|
*
|
|
|
* @gfp:
|
|
|
* %GFP_USER user allocation,
|
|
|
* %GFP_KERNEL kernel allocation,
|
|
|
* %GFP_HIGHMEM highmem allocation,
|
|
|
* %GFP_FS don't call back into a file system.
|
|
|
* %GFP_ATOMIC don't sleep.
|
|
|
* @order: Power of two of allocation size in pages. 0 is a single page.
|
|
|
*
|
|
|
* Allocate a page from the kernel page pool. When not in
|
|
|
* interrupt context and apply the current process NUMA policy.
|
|
|
* Returns NULL when no page can be allocated.
|
|
|
*/
|
|
|
struct page *alloc_pages_current(gfp_t gfp, unsigned order)
|
|
|
{
|
|
|
struct mempolicy *pol = &default_policy;
|
|
|
struct page *page;
|
|
|
......
|
|
|
page = __alloc_pages_nodemask(gfp, order,
|
|
|
policy_node(gfp, pol, numa_node_id()),
|
|
|
policy_nodemask(gfp, pol));
|
|
|
......
|
|
|
return page;
|
|
|
}
|
|
|
|
|
|
```
|
|
|
|
|
|
alloc\_pages会调用alloc\_pages\_current，这里面的注释比较容易看懂了，gfp表示希望在哪个区域中分配这个内存：
|
|
|
|
|
|
* GFP\_USER用于分配一个页映射到用户进程的虚拟地址空间，并且希望直接被内核或者硬件访问，主要用于一个用户进程希望通过内存映射的方式，访问某些硬件的缓存，例如显卡缓存；
|
|
|
|
|
|
* GFP\_KERNEL用于内核中分配页，主要分配ZONE\_NORMAL区域，也即直接映射区；
|
|
|
|
|
|
* GFP\_HIGHMEM，顾名思义就是主要分配高端区域的内存。
|
|
|
|
|
|
|
|
|
另一个参数order，就是表示分配2的order次方个页。
|
|
|
|
|
|
接下来调用\_\_alloc\_pages\_nodemask。这是伙伴系统的核心方法。它会调用get\_page\_from\_freelist。这里面的逻辑也很容易理解，就是在一个循环中先看当前节点的zone。如果找不到空闲页，则再看备用节点的zone。
|
|
|
|
|
|
```
|
|
|
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) {
|
|
|
struct page *page;
|
|
|
......
|
|
|
page = rmqueue(ac->preferred_zoneref->zone, zone, order,
|
|
|
gfp_mask, alloc_flags, ac->migratetype);
|
|
|
......
|
|
|
}
|
|
|
|
|
|
```
|
|
|
|
|
|
每一个zone，都有伙伴系统维护的各种大小的队列，就像上面伙伴系统原理里讲的那样。这里调用rmqueue就很好理解了，就是找到合适大小的那个队列，把页面取下来。
|
|
|
|
|
|
接下来的调用链是rmqueue->\_\_rmqueue->\_\_rmqueue\_smallest。在这里，我们能清楚看到伙伴系统的逻辑。
|
|
|
|
|
|
```
|
|
|
static inline
|
|
|
struct page *__rmqueue_smallest(struct zone *zone, unsigned int order,
|
|
|
int migratetype)
|
|
|
{
|
|
|
unsigned int current_order;
|
|
|
struct free_area *area;
|
|
|
struct page *page;
|
|
|
|
|
|
|
|
|
/* Find a page of the appropriate size in the preferred list */
|
|
|
for (current_order = order; current_order < MAX_ORDER; ++current_order) {
|
|
|
area = &(zone->free_area[current_order]);
|
|
|
page = list_first_entry_or_null(&area->free_list[migratetype],
|
|
|
struct page, lru);
|
|
|
if (!page)
|
|
|
continue;
|
|
|
list_del(&page->lru);
|
|
|
rmv_page_order(page);
|
|
|
area->nr_free--;
|
|
|
expand(zone, page, order, current_order, area, migratetype);
|
|
|
set_pcppage_migratetype(page, migratetype);
|
|
|
return page;
|
|
|
}
|
|
|
|
|
|
|
|
|
return NULL;
|
|
|
|
|
|
```
|
|
|
|
|
|
从当前的order，也即指数开始，在伙伴系统的free\_area找2^order大小的页块。如果链表的第一个不为空，就找到了；如果为空，就到更大的order的页块链表里面去找。找到以后，除了将页块从链表中取下来，我们还要把多余部分放到其他页块链表里面。expand就是干这个事情的。area–就是伙伴系统那个表里面的前一项，前一项里面的页块大小是当前项的页块大小除以2，size右移一位也就是除以2，list\_add就是加到链表上，nr\_free++就是计数加1。
|
|
|
|
|
|
```
|
|
|
static inline void expand(struct zone *zone, struct page *page,
|
|
|
int low, int high, struct free_area *area,
|
|
|
int migratetype)
|
|
|
{
|
|
|
unsigned long size = 1 << high;
|
|
|
|
|
|
|
|
|
while (high > low) {
|
|
|
area--;
|
|
|
high--;
|
|
|
size >>= 1;
|
|
|
......
|
|
|
list_add(&page[size].lru, &area->free_list[migratetype]);
|
|
|
area->nr_free++;
|
|
|
set_page_order(&page[size], high);
|
|
|
}
|
|
|
}
|
|
|
|
|
|
```
|
|
|
|
|
|
## 总结时刻
|
|
|
|
|
|
对于物理内存的管理的讲解，到这里要告一段落了。这一节我们主要讲了物理内存的组织形式，就像下面图中展示的一样。
|
|
|
|
|
|
如果有多个CPU，那就有多个节点。每个节点用struct pglist\_data表示，放在一个数组里面。
|
|
|
|
|
|
每个节点分为多个区域，每个区域用struct zone表示，也放在一个数组里面。
|
|
|
|
|
|
每个区域分为多个页。为了方便分配，空闲页放在struct free\_area里面，使用伙伴系统进行管理和分配，每一页用struct page表示。
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
## 课堂练习
|
|
|
|
|
|
伙伴系统是一种非常精妙的实现方式，无论你使用什么语言，请自己实现一个这样的分配系统，说不定哪天你在做某个系统的时候，就用到了。
|
|
|
|
|
|
欢迎留言和我分享你的疑惑和见解，也欢迎你收藏本节内容，反复研读。你也可以把今天的内容分享给你的朋友，和他一起学习、进步。
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|