深入理解Linux虚拟内存管理（五）

news2024/11/29 22:03:15

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系列文章目录


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Linux设备驱动开发详解
深入理解Linux虚拟内存管理（一）
深入理解Linux虚拟内存管理（二）
深入理解Linux虚拟内存管理（三）
深入理解Linux虚拟内存管理（四）
深入理解Linux虚拟内存管理（五）

文章目录

  • 系列文章目录
  • 一、物理页面分配
    • 1、分配页面
    • 2、分配辅助函数
    • 3、释放页面
      • （1）__free_pages
        • （a）⇐ mm.h
      • （2）__free_pages_ok
        • （a）⇐ zone_t
        • （b）⇐ free_area_init_core
    • 4、释放辅助函数
      • （1）free_pages
        • （a）⇐ page.h
      • （2）__free_page
      • （3）free_page
  • 二、补充配置
    • 1、空格

一、物理页面分配

1、分配页面

2、分配辅助函数

3、释放页面

（1）__free_pages

    这个函数的调用图如图 6.4 所示。很容易误解的是，alloc_pages() 对应的函数并不是 free_pages()，而是 __free_pages()。free_pages() 是一个以地址为参数的辅助函数。

// mm/page_alloc.c
// 参数是我们将释放的 page 和块的幂次。
void __free_pages(struct page *page, unsigned int order)
{
	// 有效性检查。PageReserved()表示页面由引导内存分配器保留。put_page_testzero() 仅
	// 是一个对 atomic_dec_and_test() 的宏封装。它将使用计数减 1，保证它为 0。
	if (!PageReserved(page) && put_page_testzero(page))
	// 调用函数来完成所有的复杂工作。
		__free_pages_ok(page, order);
}

（a）⇐ mm.h

// include/linux/mm.h
#define put_page_testzero(p) 	atomic_dec_and_test(&(p)->count)

#define PageLRU(page)		test_bit(PG_lru, &(page)->flags)
#define ClearPageUptodate(page)	clear_bit(PG_uptodate, &(page)->flags)
#define PageDirty(page)		test_bit(PG_dirty, &(page)->flags)
#define SetPageDirty(page)	set_bit(PG_dirty, &(page)->flags)
#define ClearPageDirty(page)	clear_bit(PG_dirty, &(page)->flags)
#define PageLocked(page)	test_bit(PG_locked, &(page)->flags)
#define LockPage(page)		set_bit(PG_locked, &(page)->flags)
#define TryLockPage(page)	test_and_set_bit(PG_locked, &(page)->flags)
#define PageChecked(page)	test_bit(PG_checked, &(page)->flags)
#define SetPageChecked(page)	set_bit(PG_checked, &(page)->flags)
#define PageLaunder(page)	test_bit(PG_launder, &(page)->flags)
#define SetPageLaunder(page)	set_bit(PG_launder, &(page)->flags)
#define ClearPageLaunder(page)	clear_bit(PG_launder, &(page)->flags)


/*
 * The first mb is necessary to safely close the critical section opened by the
 * TryLockPage(), the second mb is necessary to enforce ordering between
 * the clear_bit and the read of the waitqueue (to avoid SMP races with a
 * parallel wait_on_page).
 */
#define PageError(page)		test_bit(PG_error, &(page)->flags)
#define SetPageError(page)	set_bit(PG_error, &(page)->flags)
#define ClearPageError(page)	clear_bit(PG_error, &(page)->flags)
#define PageReferenced(page)	test_bit(PG_referenced, &(page)->flags)
#define SetPageReferenced(page)	set_bit(PG_referenced, &(page)->flags)
#define ClearPageReferenced(page)	clear_bit(PG_referenced, &(page)->flags)
#define PageTestandClearReferenced(page)	test_and_clear_bit(PG_referenced, &(page)->flags)
#define PageSlab(page)		test_bit(PG_slab, &(page)->flags)
#define PageSetSlab(page)	set_bit(PG_slab, &(page)->flags)
#define PageClearSlab(page)	clear_bit(PG_slab, &(page)->flags)
#define PageReserved(page)	test_bit(PG_reserved, &(page)->flags)

#define PageActive(page)	test_bit(PG_active, &(page)->flags)
#define SetPageActive(page)	set_bit(PG_active, &(page)->flags)
#define ClearPageActive(page)	clear_bit(PG_active, &(page)->flags)

#define PageLRU(page)		test_bit(PG_lru, &(page)->flags)
#define TestSetPageLRU(page)	test_and_set_bit(PG_lru, &(page)->flags)
#define TestClearPageLRU(page)	test_and_clear_bit(PG_lru, &(page)->flags)

#ifdef CONFIG_HIGHMEM
#define PageHighMem(page)		test_bit(PG_highmem, &(page)->flags)
#else
#define PageHighMem(page)		0 /* needed to optimize away at compile time */
#endif

#define SetPageReserved(page)		set_bit(PG_reserved, &(page)->flags)
#define ClearPageReserved(page)		clear_bit(PG_reserved, &(page)->flags)

（2）__free_pages_ok

    这个函数将完成实际的释放页面工作，并在可能的情况下合并伙伴。

/*
 * Freeing function for a buddy system allocator.
 * Contrary to prior comments, this is *NOT* hairy, and there
 * is no reason for anyone not to understand it.
 *
 * The concept of a buddy system is to maintain direct-mapped tables
 * (containing bit values) for memory blocks of various "orders".
 * The bottom level table contains the map for the smallest allocatable
 * units of memory (here, pages), and each level above it describes
 * pairs of units from the levels below, hence, "buddies".
 * At a high level, all that happens here is marking the table entry
 * at the bottom level available, and propagating the changes upward
 * as necessary, plus some accounting needed to play nicely with other
 * parts of the VM system.
 * At each level, we keep one bit for each pair of blocks, which
 * is set to 1 iff only one of the pair is allocated.  So when we
 * are allocating or freeing one, we can derive the state of the
 * other.  That is, if we allocate a small block, and both were   
 * free, the remainder of the region must be split into blocks.   
 * If a block is freed, and its buddy is also free, then this
 * triggers coalescing into a block of larger size.            
 *
 * -- wli
 */

static void FASTCALL(__free_pages_ok (struct page *page, unsigned int order));
// 参数是待释放页面块的开始和待释放页面的幂次数。
static void __free_pages_ok (struct page *page, unsigned int order)
{
	unsigned long index, page_idx, mask, flags;
	free_area_t *area;
	struct page *base;
	zone_t *zone;

	/*
	 * Yes, think what happens when other parts of the kernel take 
	 * a reference to a page in order to pin it for io. -ben
	 */
	// 在标志 I/O 时，LRU 中的脏页面将仍然设置有 LRU 位。一旦 I/O 完成，它就会
	// 被释放，所以现在必须从 LRU 链表中移除。 
	if (PageLRU(page)) {
		if (unlikely(in_interrupt()))
			BUG();
		// mm/swap.c			
		lru_cache_del(page);
	}

	// 有效性检查。
	if (page->buffers)
		BUG();
	if (page->mapping)
		BUG();
	if (!VALID_PAGE(page))
		BUG();
	if (PageLocked(page))
		BUG();
	if (PageActive(page))
		BUG();
	// 由于页面现在空闲，没有在使用中，这个标志位表示页面已经被引用，而且是必须被
	// 清洗的脏页面。		
	page->flags &= ~((1<<PG_referenced) | (1<<PG_dirty));

	// 如果设置了该标志，这些已经释放了的页面将保存在释放它们的进程中。如果
	// 调用者是它自己在释放页面，而不是等待 kswapd 来释放，在分配页面时这里调用 
	// balance_classzone()。
	if (current->flags & PF_FREE_PAGES)
		goto local_freelist;
 back_local_freelist:
	// 页面所属管理区用页面标志位编码。宏 page_zone() 返回该管理区。
	zone = page_zone(page);
	// 有关掩码计算的讨论在随书附带的文档中。它基本上与伙伴系统的地址计算有关。
	mask = (~0UL) << order;
	// base 是这个 zone_mem_map 的起始端。对伙伴计算而言，它与地址 0 有关，这样地址
	// 就是 2 的幕。
	base = zone->zone_mem_map;
	// page_idx 视 zone_mem_map 为一个由页面组成的数组，这是映射图中的页索引。
	page_idx = page - base;
	// 如果索引不是 2 的幕，则肯定是某个地方出现严重错误，伙伴的计算将不会进行。
	if (page_idx & ~mask)
		BUG();
	// index 是 free_area->map 的位索引。		
	index = page_idx >> (1 + order);
	// area 是存储空闲链表和映射图的区域，其中映射图是释放页面的有序块。
	area = zone->free_area + order;

	// 管理区将改变，所以这里上锁。由于中断处理程序可能在这个路径上分配页面，所以
	// 这个锁是一个中断安全的锁。
	spin_lock_irqsave(&zone->lock, flags);
	// mask 计算的另一个副作用是 -mask 是待释放的页面数。
	zone->free_pages -= mask;

// 分配器将不断地试着合并块直到不能再合并，或者到达了可以合并的最高次。
// 对合并的每一次序块，mask 都将调整。当到达了可以合并的最高次的时候，while 循环将为 0
// 并退出。
//
	while (mask + (1 << (MAX_ORDER-1))) {
		struct page *buddy1, *buddy2;
	// 如果发生什么意外，mask 被损坏，这个检查将保证 free_area 不会超过末端读。
		if (area >= zone->free_area + MAX_ORDER)
			BUG();
	// 表示伙伴对的位置位。如果以前该位是 0，则两个伙伴都在使用中。因此，在这个伙
	// 伴释放后，另外一个正在使用中，所以不能合并。			
		if (!__test_and_change_bit(index, area->map))
			/*
			 * the buddy page is still allocated.
			 */
			break;
		/*
		 * Move the buddy up one level.
		 * This code is taking advantage of the identity:
		 * 	-mask = 1+~mask
		 */
	// 这两个地址的计算在第 6 章讨论。		 
		buddy1 = base + (page_idx ^ -mask);
		buddy2 = base + page_idx;
	// 有效性检查保证页面在正确的 zone_mem_map 中，而且实际上属于这个管理区。		
		if (BAD_RANGE(zone,buddy1))
			BUG();
		if (BAD_RANGE(zone,buddy2))
			BUG();

	// 伙伴已经被释放，所以这里将其从包含它的链表中移除。
		list_del(&buddy1->list);
// 准备检查待合并的高次伙伴。	
//
	// 将掩码左移 1 位到次 2^(k+1)	
		mask <<= 1;
	// area 是一个数组内指针，所以 area++ 移到下一个下标。		
		area++;
	// 高次位图的索引。		
		index >>= 1;
	// 待合并 zone_mem_map 中的页面索引。		
		page_idx &= mask;
	}

	// 由于尽可能多地合并已经完成，而且释放了一个新页面块，所以这里将其加入到该次
	// 的 free_list 中。
	list_add(&(base + page_idx)->list, &area->free_list);
	// 对管理区的改变已经完成，所以这里释放锁并返回。
	spin_unlock_irqrestore(&zone->lock, flags);
	return;

// 这是在页面没有释放到主页面池时的代码路径，它将页面保留给释放的进程。
 local_freelist:
 	// 如果进程已经有保留页面，则这里不允许再保留页面，所以返回。这里很不寻
	// 常，因为 balance_classzone() 假设多于一个页面块可能从该链表上返回。这很有可能能过虑了，
	// 但是如果释放的第一个页面是同一次的，而 balance_classzone()请求管理区，则这里仍然可以
	// 工作。
	if (current->nr_local_pages)
		goto back_local_freelist;
	// 一个中断没有进程上下文，所以它必须象平常一样释放。现在还不明白这里的
	// 中断如何结束。这里的检查似乎是假的，而且不可能为真的。		
	if (in_interrupt())
		goto back_local_freelist;		

	// 将页面块加入到链表中处理 local_pages。
	list_add(&page->list, &current->local_pages);
	// 记录分配的次数，从而方便后面的释放操作。
	page->index = order;
	// 将 nr_local_pages 使用计数加 1。
	current->nr_local_pages++;
}

（a）⇐ zone_t

    每个管理区由一个 zone_t 描述，具体可参考 ⇒ 2.2 管理区，2.6 页面映射到管理区

// include/linux/mm.h
extern struct zone_struct *zone_table[];

static inline zone_t *page_zone(struct page *page)
{
	return zone_table[page->flags >> ZONE_SHIFT];
}

（b）⇐ free_area_init_core

    这个函数负责初始化所有的区域，并在节点中分配它们的局部 Imem_map（类型 struct page *）。并初始化 pg_data_t 中字段 node_mem_map，node_size，node_start_paddr，node_start_mapnr，nr_zones，node_zones 以及全局 zone_table。

传送门 free_area_init_core

4、释放辅助函数

    这些函数与页面分配的辅助函数非常相似，因为它们也不完成 “实际” 的工作，它们依赖于 __free_pages() 函数来完成实际的释放。

（1）free_pages

// mm/page_alloc.c
// 这个函数以一个地址，而不是以一个页面作为参数来进行释放操作。
void free_pages(unsigned long addr, unsigned int order)
{
	if (addr != 0)
	// 宏 virt_to_page() 返回 addr 的 struct page。
		__free_pages(virt_to_page(addr), order);
}

（a）⇐ page.h

// include/asm/page.h
#define virt_to_page(kaddr)	(mem_map + (__pa(kaddr) >> PAGE_SHIFT))

（2）__free_page

// include/linux/mm.h
// 这个宏仅调用函数 __free_pages() ，参数为 0 幂次和一个页面。
#define __free_page(page) __free_pages((page), 0)

（3）free_page

// include/linux/mm.h
// 这个小宏仅调用 free_pages() 。这个宏与 __free_page() 的主要区别在于这个函数以一个
// 虚拟地址为参数，而 __free_page() 以一个 struct page 为参数
#define free_page(addr) free_pages((addr),0)

二、补充配置

1、空格

&emsp; 为“全角空格”
&emsp; 为“全角空格”
&nbsp; 为“不换行空格”

123

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