Linux內(nèi)存管理以程序員視角

1、.Linux內(nèi)存管理 以程序員視角Linux內(nèi)存管理摘要：本章首先以應(yīng)用程序開發(fā)者的角度審視Linux的進程內(nèi)存管理，在此根底上逐步深化到內(nèi)核中討論系統(tǒng)物理內(nèi)存管理和內(nèi)核內(nèi)存的使用方法。力求從外到內(nèi)、水到渠成地引導網(wǎng)友分析Linux的內(nèi)存管理與使用。在本章最后，我們給出一個內(nèi)存映射的實例，幫助網(wǎng)友們理解內(nèi)核內(nèi)存管理與用戶內(nèi)存管理之間的關(guān)系，希望大家最終能駕馭Linux內(nèi)存管理。前言內(nèi)存管理一向是所有操作系統(tǒng)書籍不惜筆墨重點討論的內(nèi)容，無論市面上或是網(wǎng)上都充滿著大量涉及內(nèi)存管理的教材和資料。因此，我們這里所要寫的Linux內(nèi)存管理采取避重就輕的策略，從理論層面就不去班門弄斧，貽笑大方了。我們最想

2、做的和可能做到的是從開發(fā)者的角度談?wù)剬?nèi)存管理的理解，最終目的是把我們在內(nèi)核開發(fā)中使用內(nèi)存的經(jīng)歷和對Linux內(nèi)存管理的認識與大家共享。當然，這其中我們也會涉及到一些諸如段頁等內(nèi)存管理的根本理論，但我們的目的不是為了強調(diào)理論，而是為了指導理解開發(fā)中的理論，所以僅僅點到為止，不做深究。遵循"理論來源于理論"的"教條"，我們先不必一下子就鉆入內(nèi)核里去看系統(tǒng)內(nèi)存到底是如何管理，那樣往往會讓你陷入似懂非懂的窘境我當年就犯了這個錯誤！。所以最好的方式是先從外部用戶編程范疇來觀察進程如何使用內(nèi)存，等到大家對內(nèi)存的使用有了較直觀的認識后，再深化到內(nèi)核中去學習內(nèi)存如何被

3、管理等理論知識。最后再通過一個實例編程將所講內(nèi)容融會貫穿。進程與內(nèi)存進程如何使用內(nèi)存?毫無疑問，所有進程執(zhí)行的程序都必須占用一定數(shù)量的內(nèi)存，它或是用來存放從磁盤載入的程序代碼，或是存放取自用戶輸入的數(shù)據(jù)等等。不過進程對這些內(nèi)存的管理方式因內(nèi)存用處不一而不盡一樣，有些內(nèi)存是事先靜態(tài)分配和統(tǒng)一回收的，而有些卻是按需要動態(tài)分配和回收的。對任何一個普通進程來講，它都會涉及到5種不同的數(shù)據(jù)段。稍有編程知識的朋友都能想到這幾個數(shù)據(jù)段中包含有"程序代碼段"、"程序數(shù)據(jù)段"、"程序堆棧段"等。不錯，這幾種數(shù)據(jù)段都在其中，但除了以上幾種數(shù)據(jù)段之外，進程

4、還另外包含兩種數(shù)據(jù)段。下面我們來簡單歸納一下進程對應(yīng)的內(nèi)存空間中所包含的5種不同的數(shù)據(jù)區(qū)。代碼段：代碼段是用來存放可執(zhí)行文件的操作指令，也就是說是它是可執(zhí)行程序在內(nèi)存中的鏡像。代碼段需要防止在運行時被非法修改，所以只準許讀取操作，而不允許寫入修改操作-它是不可寫的。數(shù)據(jù)段：數(shù)據(jù)段用來存放可執(zhí)行文件中已初始化全局變量，換句話說就是存放程序靜態(tài)分配的變量和全局變量。BSSBSS段包含了程序中未初始化的全局變量，在內(nèi)存中bss段全部置零。堆heap：堆是用于存放進程運行中被動態(tài)分配的內(nèi)存段，它的大小并不固定，可動態(tài)擴張或縮減。當進程調(diào)用malloc等函數(shù)分配內(nèi)存時，新分配的內(nèi)存就被動態(tài)添加到堆上堆被

5、擴張；當利用free等函數(shù)釋放內(nèi)存時，被釋放的內(nèi)存從堆中被剔除堆被縮減棧：棧是用戶存放程序臨時創(chuàng)立的部分變量，也就是說我們函數(shù)括弧""中定義的變量但不包括static聲明的變量，static意味著在數(shù)據(jù)段中存放變量。除此以外，在函數(shù)被調(diào)用時，其參數(shù)也會被壓入發(fā)起調(diào)用的進程棧中，并且待到調(diào)用完畢后，函數(shù)的返回值也會被存放回棧中。由于棧的先進先出特點，所以棧特別方便用來保存/恢復調(diào)用現(xiàn)場。從這個意義上講，我們可以把堆?？闯梢粋€存放、交換臨時數(shù)據(jù)的內(nèi)存區(qū)。進程如何組織這些區(qū)域?上述幾種內(nèi)存區(qū)域中數(shù)據(jù)段、BSS和堆通常是被連續(xù)存儲的-內(nèi)存位置上是連續(xù)的，而代碼段和棧往往會被獨立存放

6、。有趣的是，堆和棧兩個區(qū)域關(guān)系很"曖昧"，他們一個向下"長"i386體系構(gòu)造中棧向下、堆向上，一個向上"長"，相對而生。但你不必擔憂他們會碰頭，因為他們之間間隔很大到底大到多少，你可以從下面的例子程序計算一下，絕少有時機能碰到一起。以下圖簡要描繪了進程內(nèi)存區(qū)域的分布："事實勝于雄辯"，我們用一個小例子原形取自?User-Level Memory Management?來展示上面所講的各種內(nèi)存區(qū)的差異與位置。includestdio.h includemalloc.h includeunistd.h int bss_

7、var；int data_var0=1；int mainint argc,char*argvprintf"below are addresses of types of process's memn"；printf"Text location：n"；printf"tAddress of mainCode Segment：%pn",main；printf"_n"；int stack_var0=2；printf"Stack Location：n"；printf"tInitial e

8、nd of stack：%pn",&stack_var0；int stack_var1=3；printf"tnew end of stack：%pn",&stack_var1；printf"_n"；printf"Data Location：n"；printf"tAddress of data_varData Segment：%pn",&data_var0；static int data_var1=4；printf"tNew end of data_varData Segm

9、ent：%pn",&data_var1；printf"_n"；printf"BSS Location：n"；printf"tAddress of bss_var：%pn",&bss_var；printf"_n"；char*b=sbrkptrdiff_t0；printf"Heap Location：n"；printf"tInitial end of heap：%pn",b；brkb+4；b=sbrkptrdiff_t0；printf"tNew

10、 end of heap：%pn",b；return 0；它的結(jié)果如下below are addresses of types of process's mem Text location：Address of mainCode Segment：0x 8048388 _Stack Location：Initial end of stack：0xbffffab4 new end of stack：0xbffffab0 _Data Location：Address of data_varData Segment：0x 8049758 New end of data_varData

11、 Segment：0x 804975c _BSS Location：Address of bss_var：0x 8049864 _Heap Location：Initial end of heap：0x 8049868 New end of heap：0x 804986c利用size命令也可以看到程序的各段大小，比方執(zhí)行size example會得到text data bss dec hex filename 1654 2808 1942 796 example但這些數(shù)據(jù)是程序編譯的靜態(tài)統(tǒng)計，而上面顯示的是進程運行時的動態(tài)值，但兩者是對應(yīng)的。通過前面的例子，我們對進程使用的邏輯內(nèi)存分布已先睹為

12、快。這部分我們就繼續(xù)進入操作系統(tǒng)內(nèi)核看看，進程對內(nèi)存詳細是如何進展分配和管理的。從用戶向內(nèi)核看，所使用的內(nèi)存表象形式會依次經(jīng)歷"邏輯地址"-"線性地址"-"物理地址"幾種形式關(guān)于幾種地址的解釋在前面已經(jīng)講述了。邏輯地址經(jīng)段機制轉(zhuǎn)化成線性地址；線性地址又經(jīng)過頁機制轉(zhuǎn)化為物理地址。但是我們要知道Linux系統(tǒng)雖然保存了段機制，但是將所有程序的段地址都定死為0-4G，所以雖然邏輯地址和線性地址是兩種不同的地址空間，但在Linux中邏輯地址就等于線性地址，它們的值是一樣的。沿著這條線索，我們所研究的主要問題也就集中在下面幾個問題。1.進程空間

13、地址如何管理?2.進程地址如何映射到物理內(nèi)存?3.物理內(nèi)存如何被管理?以及由上述問題引發(fā)的一些子問題。如系統(tǒng)虛擬地址分布；內(nèi)存分配接口；連續(xù)內(nèi)存分配與非連續(xù)內(nèi)存分配等。進程內(nèi)存空間Linux操作系統(tǒng)采用虛擬內(nèi)存管理技術(shù)，使得每個進程都有各自互不干預(yù)的進程地址空間。該空間是塊大小為4G的線性虛擬空間，用戶所看到和接觸到的都是該虛擬地址，無法看到實際的物理內(nèi)存地址。利用這種虛擬地址不但能起到保護操作系統(tǒng)的效果用戶不能直接訪問物理內(nèi)存，而且更重要的是，用戶程序可使用比實際物理內(nèi)存更大的地址空間詳細的原因請看硬件根底部分。在討論進程空間細節(jié)前，這里先要澄清下面幾個問題：l第一、4G的進程地址空間被人為

14、的分為兩個部分-用戶空間與內(nèi)核空間。用戶空間從0到3G0xC 0000000，內(nèi)核空間占據(jù)3G到4G。用戶進程通常情況下只能訪問用戶空間的虛擬地址，不能訪問內(nèi)核空間虛擬地址。只有用戶進程進展系統(tǒng)調(diào)用代表用戶進程在內(nèi)核態(tài)執(zhí)行等時刻可以訪問到內(nèi)核空間。l第二、用戶空間對應(yīng)進程，所以每當進程切換，用戶空間就會跟著變化；而內(nèi)核空間是由內(nèi)核負責映射，它并不會跟著進程改變，是固定的。內(nèi)核空間地址有自己對應(yīng)的頁表init_mm.pgd，用戶進程各自有不同的頁表。l第三、每個進程的用戶空間都是完全獨立、互不相干的。不信的話，你可以把上面的程序同時運行10次當然為了同時運行，讓它們在返回前一同睡眠100秒吧，你

15、會看到10個進程占用的線性地址一模一樣。進程內(nèi)存管理進程內(nèi)存管理的對象是進程線性地址空間上的內(nèi)存鏡像，這些內(nèi)存鏡像其實就是進程使用的虛擬內(nèi)存區(qū)域memory region。進程虛擬空間是個32或64位的"平坦"獨立的連續(xù)區(qū)間地址空間空間的詳細大小取決于體系構(gòu)造。要統(tǒng)一管理這么大的平坦空間可絕非易事，為了方便管理，虛擬空間被劃分為許多大小可變的但必須是4096的倍數(shù)內(nèi)存區(qū)域，這些區(qū)域在進程線性地址中像停車位一樣有序排列。這些區(qū)域的劃分原那么是"將訪問屬性一致的地址空間存放在一起"，所謂訪問屬性在這里無非指的是"可讀、可寫、可執(zhí)行等"。假

16、如你要查看某個進程占用的內(nèi)存區(qū)域，可以使用命令cat/proc/pid/maps獲得pid是進程號，你可以運行上面我們給出的例子-./example&；pid便會打印到屏幕，你可以發(fā)現(xiàn)很多類似于下面的數(shù)字信息。由于程序example使用了動態(tài)庫，所以除了example本身使用的的內(nèi)存區(qū)域外，還會包含那些動態(tài)庫使用的內(nèi)存區(qū)域區(qū)域順序是：代碼段、數(shù)據(jù)段、bss段。我們下面只抽出和example有關(guān)的信息，除了前兩行代表的代碼段和數(shù)據(jù)段外，最后一行是進程使用的棧空間。-08048000-08049000 r-xp 0000000003：03 439029/home/mm/src/exampl

17、e 08049000-0804a000 rw-p 0000000003：03 439029/home/mm/src/examplebfffe000-c 0000000 rwxp ffff00000：00 0-每行數(shù)據(jù)格式如下：內(nèi)存區(qū)域開場-完畢訪問權(quán)限偏移主設(shè)備號：次設(shè)備號i節(jié)點文件。注意，你一定會發(fā)現(xiàn)進程空間只包含三個內(nèi)存區(qū)域，似乎沒有上面所提到的堆、bss等，其實并非如此，程序內(nèi)存段和進程地址空間中的內(nèi)存區(qū)域是種模糊對應(yīng)，也就是說，堆、bss、數(shù)據(jù)段初始化過的都在進程空間中由數(shù)據(jù)段內(nèi)存區(qū)域表示。在Linux內(nèi)核中對應(yīng)進程內(nèi)存區(qū)域的數(shù)據(jù)構(gòu)造是vm_area_struct,內(nèi)核將每個內(nèi)存區(qū)域作

18、為一個單獨的內(nèi)存對象管理，相應(yīng)的操作也都一致。采用面向?qū)ο蠓椒ㄊ筕MA構(gòu)造體可以代表多種類型的內(nèi)存區(qū)域-比方內(nèi)存映射文件或進程的用戶空間棧等，對這些區(qū)域的操作也都不盡一樣。vm_area_strcut構(gòu)造比較復雜，關(guān)于它的詳細構(gòu)造請參閱相關(guān)資料。我們這里只對它的組織方法做一點補充說明。vm_area_struct是描繪進程地址空間的根本管理單元，對于一個進程來說往往需要多個內(nèi)存區(qū)域來描繪它的虛擬空間，如何關(guān)聯(lián)這些不同的內(nèi)存區(qū)域呢?大家可能都會想到使用鏈表，確實vm_area_struct構(gòu)造確實是以鏈表形式鏈接，不過為了方便查找，內(nèi)核又以紅黑樹以前的內(nèi)核使用平衡樹的形式組織內(nèi)存區(qū)域，以便降低搜

19、索耗時。并存的兩種組織形式，并非冗余：鏈表用于需要遍歷全部節(jié)點的時候用，而紅黑樹適用于在地址空間中定位特定內(nèi)存區(qū)域的時候。內(nèi)核為了內(nèi)存區(qū)域上的各種不同操作都能獲得高性能，所以同時使用了這兩種數(shù)據(jù)構(gòu)造。以下圖反映了進程地址空間的管理模型：進程的地址空間對應(yīng)的描繪構(gòu)造是"內(nèi)存描繪符構(gòu)造",它表示進程的全部地址空間，-包含了和進程地址空間有關(guān)的全部信息，其中當然包含進程的內(nèi)存區(qū)域。進程內(nèi)存的分配與回收創(chuàng)立進程fork、程序載入execve、映射文件mmap、動態(tài)內(nèi)存分配malloc/brk等進程相關(guān)操作都需要分配內(nèi)存給進程。不過這時進程申請和獲得的還不是實際內(nèi)存，而是虛擬內(nèi)存，準

20、確的說是"內(nèi)存區(qū)域"。進程對內(nèi)存區(qū)域的分配最終都會歸結(jié)到do_mmap函數(shù)上來brk調(diào)用被單獨以系統(tǒng)調(diào)用實現(xiàn)，不用do_mmap，內(nèi)核使用do_mmap函數(shù)創(chuàng)立一個新的線性地址區(qū)間。但是說該函數(shù)創(chuàng)立了一個新VMA并不非常準確，因為假如創(chuàng)立的地址區(qū)間和一個已經(jīng)存在的地址區(qū)間相鄰，并且它們具有一樣的訪問權(quán)限的話，那么兩個區(qū)間將合并為一個。假如不能合并，那么就確實需要創(chuàng)立一個新的VMA了。但無論哪種情況，do_mmap函數(shù)都會將一個地址區(qū)間參加到進程的地址空間中-無論是擴展已存在的內(nèi)存區(qū)域還是創(chuàng)立一個新的區(qū)域。同樣，釋放一個內(nèi)存區(qū)域應(yīng)使用函數(shù)do_ummap，它會銷毀對應(yīng)的內(nèi)存區(qū)

21、域。如何由虛變實！從上面已經(jīng)看到進程所能直接操作的地址都為虛擬地址。當進程需要內(nèi)存時，從內(nèi)核獲得的僅僅是虛擬的內(nèi)存區(qū)域，而不是實際的物理地址，進程并沒有獲得物理內(nèi)存物理頁面-頁的概念請大家參考硬件根底一章，獲得的僅僅是對一個新的線性地址區(qū)間的使用權(quán)。實際的物理內(nèi)存只有當進程真的去訪問新獲取的虛擬地址時，才會由"懇求頁機制"產(chǎn)生"缺頁"異常，從而進入分配實際頁面的例程。該異常是虛擬內(nèi)存機制賴以存在的根本保證-它會告訴內(nèi)核去真正為進程分配物理頁，并建立對應(yīng)的頁表，這之后虛擬地址才實實在在地映射到了系統(tǒng)的物理內(nèi)存上。當然，假如頁被換出到磁盤，也會產(chǎn)生缺頁異常，

22、不過這時不用再建立頁表了這種懇求頁機制把頁面的分配推延到不能再推延為止，并不急于把所有的事情都一次做完這種思想有點像設(shè)計形式中的代理形式proxy。之所以能這么做是利用了內(nèi)存訪問的"部分性原理"，懇求頁帶來的好處是節(jié)約了空閑內(nèi)存，進步了系統(tǒng)的吞吐率。要想更清楚地理解懇求頁機制，可以看看?深化理解linux內(nèi)核?一書。這里我們需要說明在內(nèi)存區(qū)域構(gòu)造上的nopage操作。當訪問的進程虛擬內(nèi)存并未真正分配頁面時，該操作便被調(diào)用來分配實際的物理頁，并為該頁建立頁表項。在最后的例子中我們會演示如何使用該方法。系統(tǒng)物理內(nèi)存管理雖然應(yīng)用程序操作的對象是映射到物理內(nèi)存之上的虛擬內(nèi)存，但是處

23、理器直接操作的卻是物理內(nèi)存。所以當應(yīng)用程序訪問一個虛擬地址時，首先必須將虛擬地址轉(zhuǎn)化成物理地址，然后處理器才能解析地址訪問懇求。地址的轉(zhuǎn)換工作需要通過查詢頁表才能完成，概括地講，地址轉(zhuǎn)換需要將虛擬地址分段，使每段虛地址都作為一個索引指向頁表，而頁表項那么指向下一級別的頁表或者指向最終的物理頁面。每個進程都有自己的頁表。進程描繪符的pgd域指向的就是進程的頁全局目錄。下面我們借用?linux設(shè)備驅(qū)動程序?中的一幅圖大致看看進程地址空間到物理頁之間的轉(zhuǎn)換關(guān)系。上面的過程說起來簡單，做起來難呀。因為在虛擬地址映射到頁之前必須先分配物理頁-也就是說必須先從內(nèi)核中獲取空閑頁，并建立頁表。下面我們介紹一下

24、內(nèi)核管理物理內(nèi)存的機制。物理內(nèi)存管理頁管理Linux內(nèi)核管理物理內(nèi)存是通過分頁機制實現(xiàn)的，它將整個內(nèi)存劃分成無數(shù)個4k在i386體系構(gòu)造中大小的頁，從而分配和回收內(nèi)存的根本單位便是內(nèi)存頁了。利用分頁管理有助于靈敏分配內(nèi)存地址，因為分配時不必要求必須有大塊的連續(xù)內(nèi)存，系統(tǒng)可以東一頁、西一頁的湊出所需要的內(nèi)存供進程使用。雖然如此，但是實際上系統(tǒng)使用內(nèi)存時還是傾向于分配連續(xù)的內(nèi)存塊，因為分配連續(xù)內(nèi)存時，頁表不需要更改，因此能降低TLB的刷新率頻繁刷新會在很大程度上降低訪問速度。鑒于上述需求，內(nèi)核分配物理頁面時為了盡量減少不連續(xù)情況，采用了"伙伴"關(guān)系來管理空閑頁面?；锇殛P(guān)系分配算

25、法大家應(yīng)該不陌生-幾乎所有操作系統(tǒng)方面的書都會提到,我們不去詳細說它了，假如不明白可以參看有關(guān)資料。這里只需要大家明白Linux中空閑頁面的組織和管理利用了伙伴關(guān)系，因此空閑頁面分配時也需要遵循伙伴關(guān)系，最小單位只能是2的冪倍頁面大小。內(nèi)核中分配空閑頁面的根本函數(shù)是get_free_page/get_free_pages，它們或是分配單頁或是分配指定的頁面2、4、8512頁。get_free_page是在內(nèi)核中分配內(nèi)存，不同于malloc在用戶空間中分配，malloc利用堆動態(tài)分配，實際上是調(diào)用brk系統(tǒng)調(diào)用，該調(diào)用的作用是擴大或縮小進程堆空間它會修改進程的brk域。假如現(xiàn)有的內(nèi)存區(qū)域不夠包容

26、堆空間，那么會以頁面大小的倍數(shù)為單位，擴張或收縮對應(yīng)的內(nèi)存區(qū)域，但brk值并非以頁面大小為倍數(shù)修改，而是按實際懇求修改。因此Malloc在用戶空間分配內(nèi)存可以以字節(jié)為單位分配,但內(nèi)核在內(nèi)部仍然會是以頁為單位分配的。另外,需要提及的是，物理頁在系統(tǒng)中由頁構(gòu)造structpage描繪，系統(tǒng)中所有的頁面都存儲在數(shù)組mem_map中，可以通過該數(shù)組找到系統(tǒng)中的每一頁空閑或非空閑。而其中的空閑頁面那么可由上述提到的以伙伴關(guān)系組織的空閑頁鏈表free_areaMAX_ORDER來索引。內(nèi)核內(nèi)存使用Slab所謂尺有所長，寸有所短。以頁為最小單位分配內(nèi)存對于內(nèi)核管理系統(tǒng)中的物理內(nèi)存來說確實比較方便，但內(nèi)核自身

27、最常使用的內(nèi)存卻往往是很小遠遠小于一頁的內(nèi)存塊-比方存放文件描繪符、進程描繪符、虛擬內(nèi)存區(qū)域描繪符等行為所需的內(nèi)存都缺乏一頁。這些用來存放描繪符的內(nèi)存相比頁面而言，就好比是面包屑與面包。一個整頁中可以聚集多個這些小塊內(nèi)存；而且這些小塊內(nèi)存塊也和面包屑一樣頻繁地生成/銷毀。為了滿足內(nèi)核對這種小內(nèi)存塊的需要，Linux系統(tǒng)采用了一種被稱為slab分配器的技術(shù)。Slab分配器的實現(xiàn)相當復雜，但原理不難，其核心思想就是"存儲池"的運用。內(nèi)存片段小塊內(nèi)存被看作對象，當被使用完后，并不直接釋放而是被緩存到"存儲池"里，留做下次使用，這無疑防止了頻繁創(chuàng)立與銷毀對象所帶

28、來的額外負載。Slab技術(shù)不但防止了內(nèi)存內(nèi)部分片下文將解釋帶來的不便引入Slab分配器的主要目的是為了減少對伙伴系統(tǒng)分配算法的調(diào)用次數(shù)-頻繁分配和回收必然會導致內(nèi)存碎片-難以找到大塊連續(xù)的可用內(nèi)存，而且可以很好地利用硬件緩存進步訪問速度。Slab并非是脫離伙伴關(guān)系而獨立存在的一種內(nèi)存分配方式，slab仍然是建立在頁面根底之上，換句話說，Slab將頁面來自于伙伴關(guān)系管理的空閑頁面鏈表撕碎成眾多小內(nèi)存塊以供分配，slab中的對象分配和銷毀使用kmem_cache_alloc與kmem_cache_free。Kmalloc Slab分配器不僅僅只用來存放內(nèi)核專用的構(gòu)造體，它還被用來處理內(nèi)核對小塊內(nèi)存

29、的懇求。當然鑒于Slab分配器的特點，一般來說內(nèi)核程序中對小于一頁的小塊內(nèi)存的懇求才通過Slab分配器提供的接口Kmalloc來完成雖然它可分配32到131072字節(jié)的內(nèi)存。從內(nèi)核內(nèi)存分配的角度來講，kmalloc可被看成是get_free_pages的一個有效補充，內(nèi)存分配粒度更靈敏了。有興趣的話，可以到/proc/slabinfo中找到內(nèi)核執(zhí)行現(xiàn)場使用的各種slab信息統(tǒng)計，其中你會看到系統(tǒng)中所有slab的使用信息。從信息中可以看到系統(tǒng)中除了專用構(gòu)造體使用的slab外，還存在大量為Kmalloc而準備的Slab其中有些為dma準備的。內(nèi)核非連續(xù)內(nèi)存分配Vmalloc伙伴關(guān)系也好、slab技

30、術(shù)也好，從內(nèi)存管理理論角度而言目的根本是一致的，它們都是為了防止"分片"，不過分片又分為外部分片和內(nèi)部分片之說，所謂內(nèi)部分片是說系統(tǒng)為了滿足一小段內(nèi)存區(qū)連續(xù)的需要，不得不分配了一大區(qū)域連續(xù)內(nèi)存給它，從而造成了空間浪費；外部分片是指系統(tǒng)雖有足夠的內(nèi)存，但卻是分散的碎片，無法滿足對大塊"連續(xù)內(nèi)存"的需求。無論何種分片都是系統(tǒng)有效利用內(nèi)存的障礙。slab分配器使得一個頁面內(nèi)包含的眾多小塊內(nèi)存可獨立被分配使用，防止了內(nèi)部分片，節(jié)約了空閑內(nèi)存?；锇殛P(guān)系把內(nèi)存塊按大小分組管理，一定程度上減輕了外部分片的危害，因為頁框分配不在盲目，而是按照大小依次有序進展，不過伙伴關(guān)

31、系只是減輕了外部分片，但并未徹底消除。你自己比劃一下屢次分配頁面后，空閑內(nèi)存的剩余情況吧。所以防止外部分片的最終思路還是落到了如何利用不連續(xù)的內(nèi)存塊組合成"看起來很大的內(nèi)存塊"-這里的情況很類似于用戶空間分配虛擬內(nèi)存，內(nèi)存邏輯上連續(xù)，其實映射到并不一定連續(xù)的物理內(nèi)存上。Linux內(nèi)核借用了這個技術(shù)，允許內(nèi)核程序在內(nèi)核地址空間中分配虛擬地址，同樣也利用頁表內(nèi)核頁表將虛擬地址映射到分散的內(nèi)存頁上。以此完美地解決了內(nèi)核內(nèi)存使用中的外部分片問題。內(nèi)核提供vmalloc函數(shù)分配內(nèi)核虛擬內(nèi)存，該函數(shù)不同于kmalloc，它可以分配較Kmalloc大得多的內(nèi)存空間可遠大于128K，但必須

32、是頁大小的倍數(shù)，但相比Kmalloc來說,Vmalloc需要對內(nèi)核虛擬地址進展重映射，必須更新內(nèi)核頁表，因此分配效率上要低一些用空間換時間與用戶進程相似,內(nèi)核也有一個名為init_mm的mm_strcut構(gòu)造來描繪內(nèi)核地址空間，其中頁表項pdg=swapper_pg_dir包含了系統(tǒng)內(nèi)核空間3G-4G的映射關(guān)系。因此vmalloc分配內(nèi)核虛擬地址必須更新內(nèi)核頁表，而kmalloc或get_free_page由于分配的連續(xù)內(nèi)存，所以不需要更新內(nèi)核頁表。malloc分配的內(nèi)核虛擬內(nèi)存與kmalloc/get_free_page分配的內(nèi)核虛擬內(nèi)存位于不同的區(qū)間，不會重疊。因為內(nèi)核虛擬空間被分區(qū)管理，

33、各司其職。進程空間地址分布從0到3G其實是到PAGE_OFFSET,在0x86中它等于0xC 0000000，從3G到vmalloc_start這段地址是物理內(nèi)存映射區(qū)域該區(qū)域中包含了內(nèi)核鏡像、物理頁面表mem_map等等比方我使用的系統(tǒng)內(nèi)存是64M可以用free看到，那么3G-3G+64M這片內(nèi)存就應(yīng)該映射到物理內(nèi)存，而vmalloc_start位置應(yīng)在3G+64M附近說"附近"因為是在物理內(nèi)存映射區(qū)與vmalloc_start期間還會存在一個8M大小的gap來防止躍界,vmalloc_end的位置接近4G說"接近"是因為最后位置系統(tǒng)會保存一片128k

34、大小的區(qū)域用于專用頁面映射，還有可能會有高端內(nèi)存映射區(qū)，這些都是細節(jié)，這里我們不做糾纏。上圖是內(nèi)存分布的模糊輪廓由get_free_page或Kmalloc函數(shù)所分配的連續(xù)內(nèi)存都陷于物理映射區(qū)域，所以它們返回的內(nèi)核虛擬地址和實際物理地址僅僅是相差一個偏移量PAGE_OFFSET，你可以很方便的將其轉(zhuǎn)化為物理內(nèi)存地址，同時內(nèi)核也提供了virt_to_phys函數(shù)將內(nèi)核虛擬空間中的物理映射區(qū)地址轉(zhuǎn)化為物理地址。要知道，物理內(nèi)存映射區(qū)中的地址與內(nèi)核頁表是有序?qū)?yīng)的，系統(tǒng)中的每個物理頁面都可以找到它對應(yīng)的內(nèi)核虛擬地址在物理內(nèi)存映射區(qū)中的。而vmalloc分配的地址那么限于vmalloc_start與v

35、malloc_end之間。每一塊vmalloc分配的內(nèi)核虛擬內(nèi)存都對應(yīng)一個vm_struct構(gòu)造體可別和vm_area_struct搞混，那可是進程虛擬內(nèi)存區(qū)域的構(gòu)造，不同的內(nèi)核虛擬地址被4k大小的空閑區(qū)間隔，以防止越界-見以下圖。與進程虛擬地址的特性一樣，這些虛擬地址與物理內(nèi)存沒有簡單的位移關(guān)系，必須通過內(nèi)核頁表才可轉(zhuǎn)換為物理地址或物理頁。它們有可能尚未被映射，在發(fā)生缺頁時才真正分配物理頁面。這里給出一個小程序幫助大家認清上面幾種分配函數(shù)所對應(yīng)的區(qū)域。includelinux/module.h includelinux/slab.h includelinux/vmalloc.h unsign

36、ed char*pagemem；unsigned char*kmallocmem；unsigned char*vmallocmem；int init_modulevoidpagemem=get_free_page0；printk"1 pagemem=%s",pagemem；kmallocmem=kmalloc100,0；printk"1 kmallocmem=%s",kmallocmem；vmallocmem=vmalloc 1000000；printk"1 vmallocmem=%s",vmallocmem；void cleanup

37、_modulevoidfree_pagepagemem；kfreekmallocmem；vfreevmallocmem；實例內(nèi)存映射mmap是Linux操作系統(tǒng)的一個很大特色，它可以將系統(tǒng)內(nèi)存映射到一個文件設(shè)備上，以便可以通過訪問文件內(nèi)容來到達訪問內(nèi)存的目的。這樣做的最大好處是進步了內(nèi)存訪問速度，并且可以利用文件系統(tǒng)的接口編程設(shè)備在Linux中作為特殊文件處理訪問內(nèi)存，降低了開發(fā)難度。許多設(shè)備驅(qū)動程序便是利用內(nèi)存映射功能將用戶空間的一段地址關(guān)聯(lián)到設(shè)備內(nèi)存上，無論何時，只要內(nèi)存在分配的地址范圍內(nèi)進展讀寫，實際上就是對設(shè)備內(nèi)存的訪問。同時對設(shè)備文件的訪問也等同于對內(nèi)存區(qū)域的訪問，也就是說，通過文件

38、操作接口可以訪問內(nèi)存。Linux中的X效勞器就是一個利用內(nèi)存映射到達直接高速訪問視頻卡內(nèi)存的例子。熟悉文件操作的朋友一定會知道file_operations構(gòu)造中有mmap方法，在用戶執(zhí)行mmap系統(tǒng)調(diào)用時，便會調(diào)用該方法來通過文件訪問內(nèi)存-不過在調(diào)用文件系統(tǒng)mmap方法前，內(nèi)核還需要處理分配內(nèi)存區(qū)域vma_struct、建立頁表等工作。對于詳細映射細節(jié)不作介紹了，需要強調(diào)的是,建立頁表可以采用remap_page_range方法一次建立起所有映射區(qū)的頁表，或利用vma_struct的nopage方法在缺頁時現(xiàn)場一頁一頁的建立頁表。第一種方法相比第二種方法簡單方便、速度快，但是靈敏性不高。一次調(diào)用所有頁表便定型了，不適用于那些需要現(xiàn)場建立頁表的場合-比方映射區(qū)需要擴展或下面我們例子中的情況。我們這里的實例希望利用內(nèi)存映射，將系統(tǒng)內(nèi)核中的一部分虛擬內(nèi)存映射到用戶空間，以供給用程序讀取-你可利用它進展內(nèi)核空間到用戶空間的大規(guī)模信息傳輸。因此我們將試圖寫一個虛擬字符設(shè)備驅(qū)動程序，通過它將系統(tǒng)內(nèi)