Как Linux работает с памятью.
Случилось мне однажды поинтересоваться как же ядро работает с самым
дорогим что у него есть, с памятью. Первые попытки разобраться с
налету что и как ни к чему не привели. Не все так просто как хотелось бы.
Отовсюду торчат концы, вроде все ясно, но как связать их воедино...
Возникла мысль обратиться к прошлому , чтобы по крайней мере разобраться
как все это развивалось (версия 0.1). Это помогло понять и современное
ядро. В дальнейшем речь пойдет о ядрах серии 2.2 об изменениях в 2.4 будет
сообщено особо.
Не буду углубляться в тонкости функционирования защищенного режима процессора
об этом написаны целые фолианты. Посмотрим только самую суть.
Итак, в овнове всего лежат страницы памяти. В ядре они описываются структурой
mem_map_t.
typedef struct page {
/*
these must be first (free area handling) */
struct
page *next;
struct
page *prev;
struct
inode *inode;
unsigned
long offset;
struct
page *next_hash;
atomic_t
count;
unsigned
long flags; /* atomic flags, some possibly updated asynchronously
*/
struct
wait_queue *wait;
struct
page **pprev_hash;
struct
buffer_head * buffers;
} mem_map_t;
Уже тут наблюдается наворороченность. Множество всяких ссылок. Все они
используются . Одна страница может находиться в разных списках , например
и всписке страниц в страничном кеше и в списке страниц относящихся к отображенному
в память файлу (inode).В структуре описывающей последний можно найти и
обратную ссылку,что очень удобно.
Все страницы адресуются глобальным указателем mem_map
mem_map_t * mem_map
Адресация страниц порисходит очень хитро. Если раньше в структуре
page было отдельное поле указывающее на физический адрес (map_nr), то теперь
он вычисляется
static inline unsigned long page_address(struct
page * page)
{
return
PAGE_OFFSET + PAGE_SIZE * (page - mem_map);
}
Свободные страницы хранятся в особой структуре free_area
static struct free_area_struct free_area[NR_MEM_TYPES][NR_MEM_LISTS];
, где первое поле отвечает за тип области : Ядра, Пользователя, DMA
и.т.д. И обрабатываются по очень хитрому алгоритму.
Страницы делятся на свободные непрерывные обрасти размера 2 в степени
x умноженной на размер страницы ( (2^x)*PAGE_SIZE ). Области одного
размера лежат в одной области массива.
....
|------
|Свободные Страницы размера PAGE_SIZE*4 ---> список свободных областей
|------
|Свободные Страницы размера PAGE_SIZE*2 ---> список свободных областей
|------
|Свободные Страницы размера PAGE_SIZE ---> список свободных областей
|------
Выделяет страницу функция get_free_pages(order). Она выделяет
страницы составляющие область размера PAGE_SIZE*(2^order). Ищется область
соответствующего размера или больше. Если есть только область большего
размера то она делится на несколько маленьких и берется нужный кусок.
Если свободных страниц недостаточно, то некоторые будут сброшены в область
подкачки и процесс выделенения начнется снова.
Возвращает страницу функция free_pages(struct page, order). Высвобождает
страницы начинающиеся с page размера PAGE_SIZE*(2^order). Область возвращается
в массив свободных обрастей в соответствующую позицию и после этого
происходит попытка объединить несколько областей для создания одной большего
размера.
Отсутствие страницы в памяти обрабатыватся ядром особо. Страница
может или вообще отсутствовать или находиться в области подкачки.
Вот собственно и вся базовая работа с реальными страницами.Самое время
вспомнить, что процесс работает все-каки с виртуальными адресами, а не
с физическими. Преобразование происходит посредством вичислений, используя
таблицы дескрипторов, и каталоги таблиц. Linux поддерживает 3 уровня таблиц:
каталог таблиц первого уровня (PGD - Page Table Directory),каталог таблиц
второго уровня (PMD - Medium Page Table Diractory), и наконец таблица дескрипторов
(PTE - Page Table Entry). Реально конкректным процессором могут поддерживаться
не все уровни, но запас позволяет поддерживать больше возможных архитектур
(Intel имеет 2 уровня таблиц, а Alpha - целых 3 ). Преобразование виртуального
адреса в физический происходит соответственно в 3 этапа. Берется указатель
PGD, имеющийся в структуре описывающий каждый процесс, преобразуется в
указатель записи PMD, а последний преобразуется в указатель в таблице дескрипторов
PTE. И наконец к реальному адресу указывающему на начало страницы прибавляют
смещение от ее начала.
page_dir
= pgd_offset(vma->vm_mm, address);
if
(pgd_none(*page_dir))
return;
if
(pgd_bad(*page_dir)) {
printk("bad page table directory entry %p:[%lx]\n", page_dir, pgd_val(*page_dir));
pgd_clear(page_dir);
return;
}
page_middle
= pmd_offset(page_dir, address);
if
(pmd_none(*page_middle))
return;
if
(pmd_bad(*page_middle)) {
printk("bad page table directory entry %p:[%lx]\n", page_dir, pgd_val(*page_dir));
pmd_clear(page_middle);
return;
}
page_table
= pte_offset(page_middle, address);
Вообще-то все данные об используемой процессом памяти помещаются в структуре
mm_struct
struct mm_struct {
struct
vm_area_struct *mmap;
/* Список отображенных областей */
struct
vm_area_struct *mmap_avl; /*
Те же области но уже в виде дерева для более быстрого поиска*/
struct
vm_area_struct *mmap_cache; /* Последняя
найденная область*/
pgd_t
* pgd;
/*Каталог таблиц*/
atomic_t
count;
int
map_count;
/* Количество областей*/
struct
semaphore mmap_sem;
unsigned
long context;
unsigned
long start_code, end_code, start_data, end_data;
unsigned
long start_brk, brk, start_stack;
unsigned
long arg_start, arg_end, env_start, env_end;
unsigned
long rss, total_vm, locked_vm;
unsigned
long def_flags;
unsigned
long cpu_vm_mask;
unsigned
long swap_cnt; /* number of pages to swap on next pass */
unsigned
long swap_address;
/*
* This is an architecture-specific pointer: the portable
* part of Linux does not know about any segments.
*/
void
* segments;
};
Сразу замечаем, что помимо вполне понятных указателей на начало данных
(start_code, end_code ...) кода и стека есть указатели на данные отображенных
файлов (mmap). Это надо сказать особенность Linux - тащить в себя все что
только можно. Может быть это и хорошо, но с другой стороны так разбазариваться
памятью (вспомним еще буфера ввода/вывода при файловой системе, которые
тоже будут кушать все новую память пока она есть) Данный подход может негативно
отразиться на стабильности системы, ведь для запуска какого-то жизненно
необходимого процесса может потребоваться время на освобождение лишних
кешей. Простенькая проверка на потерю свободной памяти: введите команду
"cat /dev/mem >/image " и посмотрите сколько свободной памяти после этого
осталось. Если вам это не нравится, то обратите взгляд на функцию invalidate_inode_pages(*
struct_inode), освобождающую страничный кэш для данного файла.
При любом открытии файла, он сразу же отображается в память и добавляется
в страничный кэш. Реальный же запрос на отображение файла только возвращает
адрес на уже скешированные страницы.
На уровне процесса работа может вестить как со страницами напямую,
так и через абстрактную структуру vm_area_struct
struct vm_area_struct {
struct
mm_struct * vm_mm; /* VM area parameters
*/
unsigned
long vm_start;
unsigned
long vm_end;
/*
linked list of VM areas per task, sorted by address */
struct
vm_area_struct *vm_next;
pgprot_t
vm_page_prot;
unsigned
short vm_flags;
/*
AVL tree of VM areas per task, sorted by address */
short
vm_avl_height;
struct
vm_area_struct * vm_avl_left;
struct
vm_area_struct * vm_avl_right;
/*
For areas with inode, the list inode->i_mmap, for shm areas,
* the list of attaches, otherwise unused.
*/
struct
vm_area_struct *vm_next_share;
struct
vm_area_struct **vm_pprev_share;
struct
vm_operations_struct * vm_ops;
unsigned
long vm_offset;
struct
file * vm_file;
unsigned
long vm_pte;
/* shared mem */
};
struct vm_operations_struct {
void
(*open)(struct vm_area_struct * area);
void
(*close)(struct vm_area_struct * area);
void
(*unmap)(struct vm_area_struct *area, unsigned long, size_t);
void
(*protect)(struct vm_area_struct *area, unsigned long, size_t, unsigned
int newprot);
int
(*sync)(struct vm_area_struct *area, unsigned long, size_t, unsigned int
flags);
void
(*advise)(struct vm_area_struct *area, unsigned long, size_t, unsigned
int advise);
unsigned
long (*nopage)(struct vm_area_struct * area, unsigned long address, int
write_access);
unsigned
long (*wppage)(struct vm_area_struct * area, unsigned long address,
unsigned long page);
int
(*swapout)(struct vm_area_struct *, struct page *);
pte_t
(*swapin)(struct vm_area_struct *, unsigned long, unsigned long);
};
Идея данной структуры возникла из идеи виртуальной файловой системы,
поэтому все операции над виртуальными областями абстрактны и могут быть
специфичными для разных типов памяти, например при отображении файлов операции
чтения одни а при отображении памяти (через файл /dev/mem ) совершенно
другие. Первоначально vm_area_struct появилась для обеспечения нужд отображения,
но постепенно распространяется и на другие области.
Что делать, когда требуется получить новую область памяти. Есть целых
3 способа.
1. Уже знакомый get_free_page()
2. kmalloc - Простенькая (по возможностям, но отнюдь не коду)
процедура с большими ограничениями по выделению новых областей и по их
размеру.
3. vmalloc - Мощная процедура, работающая с виртуальной памятью,
может выделять большие объемы памяти.
С каждой из двух процедур в ядре связаны еще по списку свободных/занятых
областей, что еще больше усложняет понимание работы с памятью. (vmlist
для vmalloc, kmem_cash для kmalloc)
Что же в 2.4.
Добавлена поддержка новой архитектуры памяти NUMA. В противовес классической
UMA память делится на зоны с разным временем доступа к каждой из них .
Это очень полезно и для кластерных решений. В связи с этим появились новые
обертки на функции и найти суть стало еще сложнее. Появилась также поддержка
памяти до 64Гб.
Раньше для всех файловых систем был один generic_file_read и
generic_file_mmap в связи с тотальным засасыванием всего подряд в память
при чтении (различия делались уже только на уровне inode->readpage). Теперь
появился и generic_file_write. В общем еще пара таких generic и прощай
виртуальная файловая система.
Но посмотрим - увидим. Ведь Linux развивается очень быстро и не всегда
предсказуемо.
Stanislav Ievlev.
inger@linux.ru.net
