本文主要是介绍inux内存管理之非连续物理地址分配(vmalloc)，希望对大家解决编程问题提供一定的参考价值，需要的开发者们随着小编来一起学习吧！
前面我们已经分析了linux如何利用伙伴系统,slab分配器分配内存,用这些方法得到的内存在物理地址上都是连续的,然而,有些时候,每次请求内存时,系统都分配物理地址连续的内存块是不合适的,可以利用小块内存“连接”成大块可使用的内存.这在操作系统设计中也被称为 “内存拼接”,显然,内存拼接在需要较大内存,而内存访问相比之下不是很频繁的情况下是比较有效的.
在linux内核中用来管理内存拼接的接口是vmalloc/vfree.用vmalloc分配得到的内存在线性地址是平滑的,但是物理地址上是非连续的.
一:准备知识:
Linux用vm_struct结构来表示vmalloc使用的线性地址.vmalloc所使用的线性地址区间为: VMALLOC_START VMALLOC_END.借用<>中的一副插图,如下示:
从上图中我们可以看到每一个vmalloc_area用4KB隔开,这样做是为了很容易就能捕捉到越界访问,因为中间是一个 “空洞”.
二:相关的数据结构
下面来分析一下vmalloc area的数据结构:
struct vm_struct {
void *addr; //虚拟地址
unsigned long size; //vm的大小
unsigned long flags;//vm的标志
struct page**pages; //vm所映射的page
unsigned int nr_pages; //page个数
unsigned long phys_addr;//对应的起始物理地址
struct vm_struct *next;//下一个vm.用来形成链表
}
全局变量vmlist用来管理vm构成的链表
全局变量vmlist用于访问vmlist所使用的信号量
对于vm_struct有两个常用的操作: get_vm_area/remove_vm_area
get_vm_area:用来分配一个合适大小的vm结构,分配成功之后,将其链入到vmlist中,代码在 mm/vmalloc.c中.如下示:
//size为vm的大小
struct vm_struct *get_vm_area(unsigned long size, unsigned long flags)
{
//在VMALLOC_START与VMALLOC_END找到一段合适的空间
return __get_vm_area(size, flags, VMALLOC_START, VMALLOC_END);
}
//参数说明:
//start:起始地址 end:结束地址 size 空间大小
struct vm_struct *__get_vm_area(unsigned long size, unsigned long flags,
unsigned long start, unsigned long end)
{
struct vm_struct **p, *tmp, *area;
unsigned long align = 1;
unsigned long addr;
//如果指定了VM_IOREMAP.则调整对齐因子
if (flags & VM_IOREMAP) {
int bit = fls(size);
if (bit > IOREMAP_MAX_ORDER)
bit = IOREMAP_MAX_ORDER;
else if (bit < PAGE_SHIFT)
bit = PAGE_SHIFT;
align = 1ul << bit;
}
//将起始地址按照对齐因子对齐
addr = ALIGN(start, align);
//分配一个vm_struct结构空间
area = kmalloc(sizeof(*area), GFP_KERNEL);
if (unlikely(!area))
return NULL;
//PAGE_SIZE:在i32中为4KB,即上面所说的间隔空洞
size += PAGE_SIZE;
if (unlikely(!size)) {
kfree (area);
return NULL;
}
write_lock(&vmlist_lock);
//遍历vmlist:找到合适大小的末使用空间
for (p = &vmlist; (tmp = *p) != NULL ;p = &tmp->next) {
//若起始地址落在某一个vm区间,则调整起始地址为vm区间的末尾
if ((unsigned long)tmp->addr < addr) {
if((unsigned long)tmp->addr + tmp->size >= addr)
addr = ALIGN(tmp->size +
(unsigned long)tmp->addr, align);
continue;
}
//size+addr < addr ?除非size == 0
if ((size + addr) < addr)
goto out;
//中间的空隙可以容纳下size大小的vm.说明已经找到了这样的一个vm
if (size + addr <= (unsigned long)tmp->addr)
goto found;
//调整起始地址为vm的结束地址
addr = ALIGN(tmp->size + (unsigned long)tmp->addr, align);
//如果超出了范围
if (addr > end - size)
goto out;
}
found:
//找到了合适大小的空间,将area->addr赋值为addr,然后链入vmlist中
area->next = *p;
*p = area;
area->flags = flags;
area->addr = (void *)addr;
area->size = size;
area->pages = NULL;
area->nr_pages = 0;
area->phys_addr = 0;
write_unlock(&vmlist_lock);
return area;
out:
//没有找到合适大小的空间,出错返回
write_unlock(&vmlist_lock);
kfree(area);
if (printk_ratelimit())
printk(KERN_WARNING "allocation failed: out of vmalloc space - use vmalloc= to increase size.\n");
return NULL;
}
这段代码不是很复杂,在此不详细分析了.
remove_vm_area用来将相应的vm从vmlist中断开,使其表示的空间可以被利用
//addr:对应vm的超始地址
struct vm_struct *remove_vm_area(void *addr)
{
struct vm_struct **p, *tmp;
write_lock(&vmlist_lock);
//遍历vmlist.找到超始地址为addr的vm
for (p = &vmlist ; (tmp = *p) != NULL ;p = &tmp->next) {
if (tmp->addr == addr)
goto found;
}
write_unlock(&vmlist_lock);
return NULL;
found:
//断开tmp所对应的映射关系
unmap_vm_area(tmp);
//找到了这个vm,将其从vmlist上断开
*p = tmp->next;
write_unlock(&vmlist_lock);
return tmp;
}
unmap_vm_area用来断开vm所在线性地址所对应的映射关系.它的代码如下:
void unmap_vm_area(struct vm_struct *area)
{
//vm所对应的起始线性地址
unsigned long address = (unsigned long) area->addr;
//vm所对应的结束线性地址
unsigned long end = (address + area->size);
pgd_t *dir;
//起始地址所在的内核页目录项
dir = pgd_offset_k(address);
flush_cache_vunmap(address, end);
do {
//断开地址所对应的pmd映射
unmap_area_pmd(dir, address, end - address);
//运行到这里的时候,已经断开了一个页目录所表示的线性地址,而每个页目录表示的线性地址//大小为PGDIR_SIZE
address = (address + PGDIR_SIZE) & PGDIR_MASK;
dir++;
} while (address && (address < end));
//当到达末尾时结束循环
flush_tlb_kernel_range((unsigned long) area->addr, end);
}
//断开线性地址区间所在的pmd的映射
static void unmap_area_pmd(pgd_t *dir, unsigned long address,
unsigned long size)
{
unsigned long end;
pmd_t *pmd;
if (pgd_none(*dir))
return;
if (pgd_bad(*dir)) {
pgd_ERROR(*dir);
pgd_clear(dir);
return;
}
pmd = pmd_offset(dir, address);
address &= ~PGDIR_MASK;
end = address + size;
if (end > PGDIR_SIZE)
end = PGDIR_SIZE;
do {
//断开线性地址所在的pte的映射关系
unmap_area_pte(pmd, address, end - address);
address = (address + PMD_SIZE) & PMD_MASK;
pmd++;
} while (address < end);
}
static void unmap_area_pte(pmd_t *pmd, unsigned long address,
unsigned long size)
{
unsigned long end;
pte_t *pte;
if (pmd_none(*pmd))
return;
if (pmd_bad(*pmd)) {
pmd_ERROR(*pmd);
pmd_clear(pmd);
return;
}
pte = pte_offset_kernel(pmd, address);
address &= ~PMD_MASK;
end = address + size;
if (end > PMD_SIZE)
end = PMD_SIZE;
do {
pte_t page;
//清除pte的对应映射关系
page = ptep_get_and_clear(pte);
address += PAGE_SIZE;
pte++;
if (pte_none(page))
continue;
if (pte_present(page))
continue;
printk(KERN_CRIT "Whee.. Swapped out page in kernel page table\n");
} while (address < end);
}
经过这几个过程之后,实际上,它只是找到线性地址所对应的pte,然后断开pte的映射.值得注意的是:为了效率起见,这里只是断开了pte的映射,即只是将pte置为none,表示pte末映射内存.并末断开pmd和pgd的映射
三:vmalloc的实现:
void *vmalloc(unsigned long size)
{
return __vmalloc(size, GFP_KERNEL | __GFP_HIGHMEM, PAGE_KERNEL);
}
实际上调用__vmalloc:
void *__vmalloc(unsigned long size, int gfp_mask, pgprot_t prot)
{
struct vm_struct *area;
struct page **pages;
unsigned int nr_pages, array_size, i;
//使请求的大小与页框对齐
size = PAGE_ALIGN(size);
//有效性检查
if (!size || (size >> PAGE_SHIFT) > num_physpages)
return NULL;
//取得一个有效的VM,这个函数我们在前面已经详细的分析过了
area = get_vm_area(size, VM_ALLOC);
if (!area)
return NULL;
//所要映射的页面总数
nr_pages = size >> PAGE_SHIFT;
//页面描述符所占的空间
array_size = (nr_pages * sizeof(struct page *));
area->nr_pages = nr_pages;
area->pages = pages = kmalloc(array_size, (gfp_mask & ~__GFP_HIGHMEM));
//如果空间分配失败
if (!area->pages) {
remove_vm_area(area->addr);
kfree(area);
return NULL;
}
memset(area->pages, 0, array_size);
//为每一个页面分配空间
for (i = 0; i < area->nr_pages; i++) {
area->pages[i] = alloc_page(gfp_mask);
if (unlikely(!area->pages[i])) {
/* Successfully allocated i pages, free them in __vunmap() */
area->nr_pages = i;
goto fail;
}
}
//为所分配的页面建立映射关系
if (map_vm_area(area, prot, &pages))
goto fail;
return area->addr;
fail:
vfree(area->addr);
return NULL;
}
map_vm_area为所分配的内存建立映射关系,它的程序流程与unmap_vm_area差不多,都是从pgd找到pte,如果同样的映射关系不存在,则新建之.(如:pgd对应的pmd不存在,则新建pmd项,使pgd指向建好的pmd.同理,如果pmd所映射的pte项不存在,则新建pte,然后建立映射),然后将pte映射到相应的页表.代码如下:
int map_vm_area(struct vm_struct *area, pgprot_t prot, struct page ***pages)
{
unsigned long address = (unsigned long) area->addr;
unsigned long end = address + (area->size-PAGE_SIZE);
pgd_t *dir;
int err = 0;
//vm 起始地址所在的页目录
dir = pgd_offset_k(address);
spin_lock(&init_mm.page_table_lock);
do {
pmd_t *pmd = pmd_alloc(&init_mm, dir, address);
if (!pmd) {
err = -ENOMEM;
break;
}
//轮到pmd了 ^_^
if (map_area_pmd(pmd, address, end - address, prot, pages)) {
err = -ENOMEM;
break;
}
address = (address + PGDIR_SIZE) & PGDIR_MASK;
dir++;
} while (address && (address < end));
spin_unlock(&init_mm.page_table_lock);
flush_cache_vmap((unsigned long) area->addr, end);
return err;
}
static int map_area_pmd(pmd_t *pmd, unsigned long address,
unsigned long size, pgprot_t prot,
struct page ***pages)
{
unsigned long base, end;
base = address & PGDIR_MASK;
address &= ~PGDIR_MASK;
end = address + size;
if (end > PGDIR_SIZE)
end = PGDIR_SIZE;
do {
pte_t * pte = pte_alloc_kernel(&init_mm, pmd, base + address);
if (!pte)
return -ENOMEM;
//轮到pte了 ^_^
if (map_area_pte(pte, address, end - address, prot, pages))
return -ENOMEM;
address = (address + PMD_SIZE) & PMD_MASK;
pmd++;
} while (address < end);
return 0;
}
//为页表页建立映射关系
static int map_area_pte(pte_t *pte, unsigned long address,
unsigned long size, pgprot_t prot,
struct page ***pages)
{
unsigned long end;
address &= ~PMD_MASK;
end = address + size;
if (end > PMD_SIZE)
end = PMD_SIZE;
do {
struct page *page = **pages;
WARN_ON(!pte_none(*pte));
if (!page)
return -ENOMEM;
//具体的映射在这里了 ^_^
set_pte(pte, mk_pte(page, prot));
address += PAGE_SIZE;
pte++;
(*pages)++;
} while (address < end);
return 0;
}
只要理解了断开映射的过程,这段代码是很好理解的.
总而言之:linux在建立映射的时候,从pgd 到pte相应的建立映射关系,最后将pte映射到分配得到的物理内存．而在断开映射的时候，linux内核从pgd找到pte,然后将pte置为none,表示pte末建立映射关系.
四:vfree的实现:
代码如下:
void vfree(void *addr)
{
BUG_ON(in_interrupt());
__vunmap(addr, 1);
}
跟踪至__vunmap:
void __vunmap(void *addr, int deallocate_pages)
{
struct vm_struct *area;
//参数有效性检查
if (!addr)
return;
//判断addr是否是按页框对齐的
if ((PAGE_SIZE-1) & (unsigned long)addr) {
printk(KERN_ERR "Trying to vfree() bad address (%p)\n", addr);
WARN_ON(1);
return;
}
//remove_vm_area:这个函数我们在之前已经分析过了 ^_^
area = remove_vm_area(addr);
if (unlikely(!area)) {
//没有找到起始地址为addr的vm.则无效,退出
printk(KERN_ERR "Trying to vfree() nonexistent vm area (%p)\n",
addr);
WARN_ON(1);
return;
}
if (deallocate_pages) {
int i;
for (i = 0; i < area->nr_pages; i++) {
if (unlikely(!area->pages[i]))
BUG();
//释放请求获得的页面
__free_page(area->pages[i]);
}
//释放分配的page 描述符
kfree(area->pages);
}
//释放内核的vm 描述符
kfree(area);
return;
}
五:总结
经过上面的分析，我们可以看到，vmalloc分配内存的过程是十分低效的，不仅要从伙伴系统中取内存而且要建立映射关系，显然，用vmalloc分配较小的内存是不合算的。此外。有个问题值得思考一下：为什么用__get_free_page不需要建立映射关系，而vmalloc就需要呢？
其实，不管使用何种方式。线性地址到物理地址的转换最终都要经过硬件的页式管理去完成。所不同的是__get_free_page返回的线性地址是属于（PAGE_OFFSET,HIGH_MEMORY）之间的，这段线性地址在内核初始化的时候就完成了映射。而vmalloc使用的线性地址是属于（VMALLOC_START VMALLOC_END）之间的，也就是说属于一个临时映射区，所以必须为其建立映射关系。
这篇关于inux内存管理之非连续物理地址分配(vmalloc)的文章就介绍到这儿，希望我们推荐的文章对编程师们有所帮助！
