Linux内核源代码情景分析-内存管理之用户页面的分配
浏览数：29 /
时间：2015年06月20日
首先介绍几个重要的数据结构。
1、page
typedef struct page {
struct list_head list;
struct address_space *mapping;
unsigned long index;
struct page *next_hash;
atomic_t count;
unsigned long flags; /* atomic flags, some possibly updated asynchronously */
struct list_head lru;
unsigned long age;
wait_queue_head_t wait;
struct page **pprev_hash;
struct buffer_head * buffers;
void *virtual; /* non-NULL if kmapped */
struct zone_struct *zone;
} mem_map_t; 其中virtual指向实际的页面内存地址。2、zone_struct
typedef struct zone_struct {
/*
* Commonly accessed fields:
*/
spinlock_t lock;
unsigned long offset;
unsigned long free_pages;
unsigned long inactive_clean_pages;
unsigned long inactive_dirty_pages;
unsigned long pages_min, pages_low, pages_high;
/*
* free areas of different sizes
*/
struct list_head inactive_clean_list;
free_area_t free_area[MAX_ORDER];
/*
* rarely used fields:
*/
char *name;
unsigned long size;
/*
* Discontig memory support fields.
*/
struct pglist_data *zone_pgdat;
unsigned long zone_start_paddr;
unsigned long zone_start_mapnr;
struct page *zone_mem_map;
} zone_t;
#define ZONE_DMA 0
#define ZONE_NORMAL 1
#define ZONE_HIGHMEM 2
#define MAX_NR_ZONES 33、free_area_t
typedef struct free_area_struct {
struct list_head free_list;
unsigned int *map;
} free_area_t; “仓库”里的物理页面划分为ZONE_DMA和ZONE_NORMAL两个管理区。每个管理区都有一个数据结构，即zone_struct数据结构。在zone_struct数据结构中有一组“空闲区间”(free_area_t)队列。为什么是“一组”队列，而不是"一个"队列呢？这也是因为常常需要成“块”地分配在物理空间内连续的多个页面，所以要按块的大小分别加以管理。因此，在管理区数据结构中既要有一个队列来保持一些离散(连续长度为1)的物理页面，还要有一个队列来保持一个连续长度为2的页面块，以及连续长度为4、8、16 ... 直到2 ^ MAX_ORDER的页面块。常数MAX_ORDER定义为10，也就是说最大的连续页面块可以达到2 ^ 10=1024个页面，即4M字节。
管理区结构中的offset表示该分区在mem_map中的起始页面号。一旦建立起管理区，每个物理页面便永久地属于某一个管理区，具体取决于页面的起始地址，就好像一幢建筑物属于哪一个派出所管辖取决于其地址一样。
空闲区free_area_struct结构中用来维持双向链队列的结构list_head是一个通用的数据结构。回到上面的page结构，其中的第一个成分就是一个list_head结构，物理页面的page结构正是通过它进入free_area_struct结构中的双向链队列的。
alloc_pages分配内存，如下：
static inline struct page * alloc_pages(int gfp_mask, unsigned long order)
{
/*
* Gets optimized away by the compiler.
*/
if (order >= MAX_ORDER)
return NULL;
return __alloc_pages(contig_page_data.node_zonelists+(gfp_mask), order);
} 其中contig_page_data.node_zonelists如下：
typedef struct zonelist_struct {
zone_t * zones [MAX_NR_ZONES+1]; // NULL delimited
int gfp_mask;
} zonelist_t;__alloc_pages函数如下：
/*
* This is the ‘heart‘ of the zoned buddy allocator:
*/
struct page * __alloc_pages(zonelist_t *zonelist, unsigned long order)
{
zone_t **zone;
int direct_reclaim = 0;
unsigned int gfp_mask = zonelist->gfp_mask;
struct page * page;
......
memory_pressure++;
......
if (order == 0 && (gfp_mask & __GFP_WAIT) &&
!(current->flags & PF_MEMALLOC))
direct_reclaim = 1;//如果要求分配的只是单个页面，并且要等待分配完成，又不是用于管理目的，则把一个局部量direct_reclaim设成1，表示可以从相应页面管理区的"不活跃干净页面"缓冲队列中回收
......
if (inactive_shortage() > inactive_target / 2 && free_shortage())
wakeup_kswapd(0);//唤醒kswapd内核线程
......
else if (free_shortage() && nr_inactive_dirty_pages > free_shortage()
&& nr_inactive_dirty_pages >= freepages.high)
wakeup_bdflush(0);//唤醒bdflush内核线程
try_again:
......
zone = zonelist->zones;
for (;;) {
zone_t *z = *(zone++);
if (!z)
break;
if (!z->size)
BUG();
if (z->free_pages >= z->pages_low) {
page = rmqueue(z, order);//试图从该管理区中分配
if (page)
return page;
} else if (z->free_pages < z->pages_min &&
waitqueue_active(&kreclaimd_wait)) {
wake_up_interruptible(&kreclaimd_wait);//唤醒kreclaimd
}
}
......
page = __alloc_pages_limit(zonelist, order, PAGES_HIGH, direct_reclaim);//不断降低水位
if (page)
return page;
......
page = __alloc_pages_limit(zonelist, order, PAGES_LOW, direct_reclaim);//不断降低水位
if (page)
return page;
......
wakeup_kswapd(0);//唤醒内核线程kswapd
if (gfp_mask & __GFP_WAIT) { //如果当前分配策略表明对于要求分配的页面时志在必得，分配不到时宁愿等待，就让系统来一次调度。
__set_current_state(TASK_RUNNING);
current->policy |= SCHED_YIELD;
schedule();//让系统来一次调度，这样一来让kswapd有可能立即被调度运行，二来其它进程也有可能会释放出一些页面。
}
......
page = __alloc_pages_limit(zonelist, order, PAGES_MIN, direct_reclaim);//当再次被调度时，或者分配策略表明不允许等待时，就以参数PAGES_MIN再调用一次_alloc_pages_limit()
if (page)
return page;
//如果再失败，这时候就要看是谁在要求分配内存页面了。如果要求分配页面的进程是kswapd或者kreclaimd，本身就是"内存分配工作者"，要求分配内存页面的目的是执行公务，是要更好地分配内存页面，这当前比一般进程重要了，这些进程的task_struct结构中flags字段的PF_MEMALLOC标志位为1。
if (!(current->flags & PF_MEMALLOC)) {//对于非kswapd或者kreclaimd的进程
......
if (order > 0 && (gfp_mask & __GFP_WAIT)) {//分配页面数大于1，且如果分配不到页面，宁愿等待
zone = zonelist->zones;
/* First, clean some dirty pages. */
current->flags |= PF_MEMALLOC;
page_launder(gfp_mask, 1);
current->flags &= ~PF_MEMALLOC;
for (;;) {
zone_t *z = *(zone++);
if (!z)
break;
if (!z->size)
continue;
while (z->inactive_clean_pages) {
struct page * page;
/* Move one page to the free list. */
page = reclaim_page(z);
if (!page)
break;
__free_page(page);
/* Try if the allocation succeeds. */
page = rmqueue(z, order);
if (page)
return page;
}
}
}
......
if ((gfp_mask & (__GFP_WAIT|__GFP_IO)) == (__GFP_WAIT|__GFP_IO)) {
wakeup_kswapd(1);
memory_pressure++;
if (!order)//如果分配的页面数为1，则try_again
goto try_again;
......
} else if (gfp_mask & __GFP_WAIT) {
try_to_free_pages(gfp_mask);
memory_pressure++;
if (!order)//如果分配的页面数为1，则try_again
goto try_again;
}
}
//如果是"执行公务"，或者虽然不是执行公务，但已想尽了一切方法，采取了一切措施，只不过因为要求分配的是成块的页面才没有转回前面的标号try_again处
zone = zonelist->zones;
for (;;) {
zone_t *z = *(zone++);
struct page * page = NULL;
if (!z)
break;
if (!z->size)
BUG();
......
if (direct_reclaim) {//如果要求分配的是一个页面
page = reclaim_page(z);
if (page)
return page;
}
/* XXX: is pages_min/4 a good amount to reserve for this? */
if (z->free_pages < z->pages_min / 4 &&
!(current->flags & PF_MEMALLOC))
continue;
page = rmqueue(z, order);//这次是不惜血本了，只要高于z->pages_min / 4，就试图从管理区分配
if (page)
return page;
}
/* No luck.. */
printk(KERN_ERR "__alloc_pages: %lu-order allocation failed.\n", order);
return NULL;
}
调用时有两个参数。第一个参数gfp_mask是一个整数，表示采用哪一种分配策略；第二个参数order表示所需的物理块大小，可以是1、2、4 ...、直到2 ^ MAX_ORDER个页面。rmqueue函数如下，使用了伙伴算法。
static struct page * rmqueue(zone_t *zone, unsigned long order)
{
free_area_t * area = zone->free_area + order;//指向链接所需大小的物理内存块的队列头
unsigned long curr_order = order;
struct list_head *head, *curr;
unsigned long flags;
struct page *page;
spin_lock_irqsave(&zone->lock, flags);
do {
head = &area->free_list;
curr = memlist_next(head);
if (curr != head) {//首先在恰好满足大小要求的队列里分配
unsigned int index;
page = memlist_entry(curr, struct page, list);
if (BAD_RANGE(zone,page))
BUG();
memlist_del(curr);
index = (page - mem_map) - zone->offset;
MARK_USED(index, curr_order, area);
zone->free_pages -= 1 << order;//空间页面数减少对应的数目
page = expand(zone, page, index, order, curr_order, area);//如果已经试了更大的队列，就要把分配到的大块中剩余的部分分解成小块而链入相应的队列
spin_unlock_irqrestore(&zone->lock, flags);
set_page_count(page, 1);//使用计数为1
if (BAD_RANGE(zone,page))
BUG();
DEBUG_ADD_PAGE
return page;
}
curr_order++;// 如果不行，就试试更大的队列中分配
area++;
} while (curr_order < MAX_ORDER);
spin_unlock_irqrestore(&zone->lock, flags);
return NULL;
}static struct page * __alloc_pages_limit(zonelist_t *zonelist,
unsigned long order, int limit, int direct_reclaim)
{
zone_t **zone = zonelist->zones;
for (;;) {
zone_t *z = *(zone++);
unsigned long water_mark;
if (!z)
break;
if (!z->size)
BUG();
/*
* We allocate if the number of free + inactive_clean
* pages is above the watermark.
*/
switch (limit) {//不同的水位
default:
case PAGES_MIN:
water_mark = z->pages_min;
break;
case PAGES_LOW:
water_mark = z->pages_low;
break;
case PAGES_HIGH:
water_mark = z->pages_high;
}
if (z->free_pages + z->inactive_clean_pages > water_mark) {
struct page *page = NULL;
/* If possible, reclaim a page directly. */
if (direct_reclaim && z->free_pages < z->pages_min + 8)//如果要求分配的页面是1个
page = reclaim_page(z);
/* If that fails, fall back to rmqueue. */
if (!page)//如果没有分配到
page = rmqueue(z, order);//试图从缓冲区分配
if (page)
return page;
}
}
/* Found nothing. */
return NULL;
}实际上，绝大多数的分配页面操作都是在分配策略所规定的第一个页面管理区就成功了。不过，从这里我们可以看到设计一个系统需要何等周密的考虑。
郑重声明：本站内容如果来自互联网及其他传播媒体，其版权均属原媒体及文章作者所有。转载目的在于传递更多信息及用于网络分享，并不代表本站赞同其观点和对其真实性负责，也不构成任何其他建议。
