LInux中的物理内存管理
2017-02-23
一、伙伴系统
LInux下用伙伴系统管理物理内存页，伙伴系统得益于其良好的算法，一定程度上可以避免外部碎片为何这么说？先回顾下Linux下虚拟地址空间的分布。
在X86架构下，系统有4GB的虚拟地址空间，其中0-3GB作为用户空间，而3-4GB是系统地址空间。linux系统系统地址空间理论上应该不可换出，即每个虚拟页面均会对应一个物理页帧。如果这样的话，系统地址空间就能使用1GB，如果系统有多余的内存，这里仍然使用不上，这就限制了其性能的发展。为了解决这一问题，就有了高端内存的概念（本质上是由于虚拟地址空间的不足，在64位模式下，由于虚拟地址空间异常庞大，没有高端内存的概念）。
所以这1GB的地址空间就划分成了三部分：
这1GB地址空间的最低16M是作为ZONE_DMA的空间，最为昂贵，用户外设和系统之间的数据传输；而ZONE_NORMAL区是一致映射区，这部分和前面DMA区的虚拟页面都是和物理内存页面一一对应，通过一个偏移量即可把这部分的虚拟地址转化成具体的物理地址，LInux内核正是加载在这个区域，除此之外还有一些基本的数据结构如IDT、GDT等，因此此区域的物理内存也比较重要。而ZONE_HIGHMEM是为了建立临时映射用的，临时映射就是普通的内存映射，内核中的vmalloc以及用户空间进程的内存分配都是对应着部分的物理内存。这里所说的分配是系统为虚拟内存分配物理页面。虚拟地址空间和物理地址空间的大致映射如下：
这里解释下内核空间中在一致映射区之上的三个空间：vmalloc、持久映射和固定映射。系统长时间运行后，物理内存中可能存在不少碎片。连续分配大块物理内存就容易遭遇失败，通过vmalloc，可以把分散的物理内存聚合起来，至少表现为虚拟空间上连续。当启用了高端内存域时，持久映射用于将高端内存域中的非持久物理页面映射到虚拟地址空间中，即这里是给page一个虚拟地址，让该物理页面可用。而固定映射便是在内核的启动的初始阶段，内存管理子系统还没有ready，ioremap还不能调用的时候使用，具体参见wowo一篇文章：http://www.wowotech.net/memory_management/fixmap.html。
而伙伴系统又是如何工作的呢？LInux系统在初始化伙伴系统时，会根据空闲页面（物理页帧）的连续程度，形成不同的链表。在LINux下有三个内存域（不考虑NUMA），即上面提到的三个，每个内存域由zone结构表示，在zone 结构表示如下：
struct zone{ ... struct free_area free_area[MAX_ORDER] ... }
MAX_ORDER 指定连续页面的数量，其值一般从0-11表示页面大小从2^0~2^11即从单页面到2048个页面。相同大小的连续内存区对应一个表项。当分配内存时，根据指定的值，首选在指定的匹配的内存链表中选择，如果没有对应的空闲内存块，则从上面一级的空闲内存块分割一块可用的内存。其中一块用于分配，另一块加入适当的链表。依次类推，这种就避免了我要申请一个page，结果从维护10个连续页面的链表页面中分配一个页，造成的外部碎片问题。而free_area结构如下：
struct free_area{ struct list_head free_list[MIGRATE_TYPES]; unsigned long nr_free; }
该结构其实维护着一组链表，为何呢？先看上面，伙伴系统一定程度上避免了外部碎片，但是随着系统运行时间的增加，仍然会存在很多小碎片，虽然在用户层，可以实现交叉映射（物理地址不连续，逻辑上连续），但是由于内核空间的一致映射，碎片问题还是无法避免。基于此，Linux开发者就对页面根据可移动性质，分了几种类型：
enum { MIGRATE_UNMOVABLE, MIGRATE_RECLAIMABLE, MIGRATE_MOVABLE, MIGRATE_PCPTYPES, /* the number of types on the pcp lists */ MIGRATE_RESERVE = MIGRATE_PCPTYPES, #ifdef CONFIG_CMA /* * MIGRATE_CMA migration type is designed to mimic the way * ZONE_MOVABLE works. Only movable pages can be allocated * from MIGRATE_CMA pageblocks and page allocator never * implicitly change migration type of MIGRATE_CMA pageblock. * * The way to use it is to change migratetype of a range of * pageblocks to MIGRATE_CMA which can be done by * __free_pageblock_cma() function. What is important though * is that a range of pageblocks must be aligned to * MAX_ORDER_NR_PAGES should biggest page be bigger then * a single pageblock. */ MIGRATE_CMA, #endif #ifdef CONFIG_MEMORY_ISOLATION MIGRATE_ISOLATE, /* can't allocate from here */ #endif MIGRATE_TYPES };
这样让具有相同性质的内存集中分配，就可以避免其他内存被占用而不能移除的情况。在初始状态，内存本身没有这些性质，只是随着系统的运行，系统固定在某个地方分配某种内存，形成的这种分布。
具体架构如下图所示：
在启用NUMA的系统中（目前主流的系统都加入了对NUMA的支持），对于桌面类的系统，一般都是作为一个NUMA节点，但是的确是NUMA的流程实现的内存分配。NUMA下的各个内存域的关系如下：
内存分配首先在当前CPU关联的节点内分配，如果当前CPU内存不足，则可以通过备用列表，分配其他节点的内存，从这一点来看，貌似是把或伙伴系统扩大了，两个相邻节点也可作为伙伴，但是速度会受到影响。
2、PAGE结构
Linux中每个物理页面对应一个page结构，保存在一个巨大的page数组中mem_map，这点就类似于windows下的pfn数据库。page结构在数组中的顺序正是物理页面的布局顺序，所以，page结构在数组中的序号便是其对应的物理页面的页帧号。基于此看下pfn到page相互转换的两个宏操作
#define pfn_to_page(pfn) (mem_map + ((pfn) - PHYS_PFN_OFFSET)) #define page_to_pfn(page) ((unsigned long)((page) - mem_map) + PHYS_PFN_OFFSET)
这里PHYS_PFN_OFFSET表示起始 的页帧号，pfn_to_page即用mem_map加上pfn的值即让mem_map指针后移pfn-PHYS_PFN_OFFSET个page，就得到指定的page结构。而page_to_pfn逆向操作即可。
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64位下物理地址空间划分
64位下可以有两个DMA区，即在ZONE_DMA之上，可以有ZONE_DMA32,该区间为16M~4GB,且在64位Linux 上没有高端内存的概念，DMA32之上统一作为NORMAL区。因此，8GB物理内存情况下，32位和64位情况下物理内存划分情况如下：
而64位下内核虚拟地址空间的划分如下：
ffff800000000000 - ffff80ffffffffff (=40 bits) guard hole
ffff880000000000 - ffffc7ffffffffff (=64 TB) direct mapping of all phys. memory
ffffc80000000000 - ffffc8ffffffffff (=40 bits) hole
ffffc90000000000 - ffffe8ffffffffff (=45 bits) vmalloc/ioremap space
ffffe90000000000 - ffffe9ffffffffff (=40 bits) hole
ffffea0000000000 - ffffeaffffffffff (=40 bits) virtual memory map (1TB)
... unused hole ...
ffffffff80000000 - ffffffffa0000000 (=512 MB) kernel text mapping, from phys 0
ffffffffa0000000 - ffffffffff5fffff (=1525 MB) module mapping space
ffffffffff600000 - ffffffffffdfffff (=8 MB) vsyscalls
ffffffffffe00000 - ffffffffffffffff (=2 MB) unused hole
因此64位下，起始虚拟地址空间足够大，可以一致映射64TB的物理内存，普通情况下所有的物理内存均可以 已经映射在内核地址空间，且是一致映射。因此在内核中针对于任何一个物理地址均可以通过__va的方式，得到虚拟地址，并对其进行访问。而这样并不影响用户空间对物理页面的使用。
（问题引入）
之所以对上述情况做介绍主要是最近有一个问题，就是在师妹在KVM中得到虚拟机的一个物理页面，通过__va的方式和通过kmap的方式竟然得到同样的虚拟地址，且均是内核地址空间的地址。这一时让我很不解，虚拟机的内存均属于qemu用户进程地址空间，怎么可能会通过__va得到呢？通过__va得到意味着该物理页面一致映射到了内核地址空间，之前的确对64位下的内核映射不太清楚，目前算是搞清楚了！！
二、SLAB机制
伙伴系统作为底层的内存管理机制，虽然已经做到足够优秀，但是其内存的分配总是以页为单位，面对小内存块的需求，通过伙伴系统分配就有点杀鸡用牛刀的感觉了。况且比较频繁的对伙伴系统进行调用对性能也有不少影响。基于此，SLAB分配器便被引入进来。这里SLAB分配器的思想就好比是一个代售点，而伙伴系统就好比是厂家。厂家不允许商品单独销售，只会按照一定的规格发售。而一般来讲，普通用户达不到厂家发售的量，但是普通用户却构成了比较大的消费群体。这时候，SLAB发现了商机（哈哈），他一次性的从伙伴系统批发足够多的内存，然后对普通用户发售。普通用户使用完毕，由SLAB回收，但是SLAB不用交还给伙伴系统，这样在下次又有请求，直接从SLAB这里分配即可，不需要走伙伴系统的流程，从这一点就大大提高了分配的效率。说到这里，大家可能就明白了，说到底SLAB不就是一个缓存么，内核中缓存的思想太多了。windows中的非换页内存的管理，其实就有点这种意思。
SLAB分配的功能
SLAB主要由两个功能：
1、对对象的管理
2、对小内存块的管理
1.1 对对象的管理
对于对象的管理，系统中存在某些对象需要频繁的申请和销毁。比如进程对象task_struct，针对这种需求，内核首先分配好一定数量的对象通过某种数据结构保存起来，在有分配需求的时候，直接从对应数据结构获取即可。使用完毕再交换给相应数据结构。这里实现这种功能的就是SLAB。
针对一个对象的缓存，有一个专门的结构kmem_cache表示,一个cache可能有多个slab组成，系统中的cache形成一条链表，而一个cache中的slab也会形成链表，只不过按照slab中的对象使用情况，分成三条链表：全部使用、部分使用、全部空闲。
系统中缓存组织结构如下:
缓存结构kmem_cache如下：
struct kmem_cache { /* 1) Cache tunables. Protected by cache_chain_mutex */ unsigned int batchcount; unsigned int limit; unsigned int shared; unsigned int size; u32 reciprocal_buffer_size; /* 2) touched by every alloc & free from the backend */ unsigned int flags; /* constant flags */ unsigned int num; /* # of objs per slab */ /* 3) cache_grow/shrink */ /* order of pgs per slab (2^n) */ unsigned int gfporder; /* force GFP flags, e.g. GFP_DMA */ gfp_t allocflags; size_t colour; /* cache colouring range */ unsigned int colour_off; /* colour offset */ struct kmem_cache *slabp_cache; unsigned int slab_size; /* constructor func */ void (*ctor)(void *obj); /* 4) cache creation/removal */ const char *name; struct list_head list; int refcount; int object_size; int align; /* 5) statistics */ #ifdef CONFIG_DEBUG_SLAB unsigned long num_active; unsigned long num_allocations; unsigned long high_mark; unsigned long grown; unsigned long reaped; unsigned long errors; unsigned long max_freeable; unsigned long node_allocs; unsigned long node_frees; unsigned long node_overflow; atomic_t allochit; atomic_t allocmiss; atomic_t freehit; atomic_t freemiss; /* * If debugging is enabled, then the allocator can add additional * fields and/or padding to every object. size contains the total * object size including these internal fields, the following two * variables contain the offset to the user object and its size. */ int obj_offset; #endif /* CONFIG_DEBUG_SLAB */ #ifdef CONFIG_MEMCG_KMEM struct memcg_cache_params *memcg_params; #endif /* 6) per-cpu/per-node data, touched during every alloc/free */ /* * We put array[] at the end of kmem_cache, because we want to size * this array to nr_cpu_ids slots instead of NR_CPUS * (see kmem_cache_init()) * We still use [NR_CPUS] and not [1] or [0] because cache_cache * is statically defined, so we reserve the max number of cpus. * * We also need to guarantee that the list is able to accomodate a * pointer for each node since "nodelists" uses the remainder of * available pointers. */ struct kmem_cache_node **node; struct array_cache *array[NR_CPUS + MAX_NUMNODES]; /* * Do not add fields after array[] */ };
关于此结构不在详细描述，只是最后一个字段array数组记录CPU缓存的使用情况。每次申请和释放完对象都要访问该字段。array_cache结构如下：
struct array_cache { unsigned int avail;//可用对象的数目 unsigned int limit;//可拥有的最大对象的数目 unsigned int batchcount;// unsigned int touched; spinlock_t lock; void *entry[]; /*主要是为了访问后面的对象 * Must have this definition in here for the proper * alignment of array_cache. Also simplifies accessing * the entries. * * Entries should not be directly dereferenced as * entries belonging to slabs marked pfmemalloc will * have the lower bits set SLAB_OBJ_PFMEMALLOC */ };
具体到slab本身，一个slab包含两部分：管理数据和被管理的对象。对象的存储一般并不是连续的，而是按照一定的方式进行对齐。目前有两种方式：1、按照硬件缓存行进行对对齐；2、按照处理器位数对齐。比如32位处理器就是4字节对齐，对于6个字节的对象，后面就填充两个字节，对其到8字节。填充字节可以加速对slab中对象的访问，相当于拿空间换时间吧，毕竟现在硬件的性能逐步提升，内存容量也是指数级增加。
管理数据可以位于slab的起始位置，也可以位于堆空间。首先是一个slab结构，结构后面是一个管理数组，每个数组项对应一个slab对象，slab结构如下所示：
struct slab { union { struct { struct list_head list; unsigned long colouroff; //slab第一个对象的偏移 void *s_mem; /* including colour offset 第一个对象的地址*/ unsigned int inuse; /* num of objs active in slab 被使用对象的数目*/ kmem_bufctl_t free;//下一个空闲对象的下标 unsigned short nodeid;///用于寻址具体CPU高速缓存 }; struct slab_rcu __slab_cover_slab_rcu; }; };
slab结构位于slab起始处，在slab结构之后，是一个kmem_bufctl_t数组，用以跟踪slab对象的使用情况。大致结构如下：
在上述结构中可以看到，slab结构中的free表示下一个可用的对象索引，按照图中所示，下一个可用的索引是3，那么当这个对象分配之后，需要充值free，这里就是取kmem_buctl_t[3]的值作为下一个可用的索引。上图描述的是管理数据部分和对象部分在一块内存上的情形。而当管理数据部分和对象部分不再一块内存的情形，原理根上面是一致的，由slab结构中的s_mem指针指向对象存储区。当slab对象的大小超过八分之一个页，就采用后者的方式建立缓存。否则，使用同一块内存区。
1.2 slab存在的问题
大家可能能够注意到slab结构中有个color字段，字面意思是着色，实际上就是一个偏移。此字段的意义是啥呢？前面已经提到，一个cache可能由多个slab组成，由于slab的分配都是页对齐的，而CPU的缓存行一般都是根据低地址寻址，即不同slab上的相同索引的对象会被映射到同一个缓存行。这样就容易造成某个固定位置的缓存行被过渡使用，而某些位置的确很新。于硬件保养很不利。当然，最大的原因还是发生冲突就需要更新缓存行，对于缓存行的利用率比较低下，从而造成效率的低下。为了解决这一问题，就有了上面着色的概念，即在每个slab的最开始随机放一个偏移量，这样就可以让容易发生冲突的缓存行映射到不同的地方。提到缓存行的利用率，如下图所示。然而在服务器系统中，即使加上偏移，经过一个循环，就再次发生冲突，所以着色并不能解决根本问题，只能相对减少这种影响，这也是slab的本质问题
对小内存块的管理请参考下篇博文，Linux 下物理内存管理2 下篇文章将重点介绍小内存块的分配并结合代码描述SLAB的具体实现
参考资料：
1、http://www.secretmango.com/jimb/Whitepapers/slabs/slab.html
2、LInux 3.10.1源代码
