linux内存管理浅析

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地址映射

](图:左中)
linux内核使用页式内存管理,应用程序给出的内存地址是虚拟地址,它需要经过若干级页表一级一级的变换,才变成真正的物理地址。
想一下,地址映射还是一件很恐怖的事情。当访问一个由虚拟地址表示的内存空间时,需要先经过若干次的内存访问,得到每一级页表中用于转换的页表项(页表是存放在内存里面的),才能完成映射。也就是说,要实现一次内存访问,实际上内存被访问了N+1次(N=页表级数),并且还需要做N次加法运算。
所以,地址映射必须要有硬件支持,mmu(内存管



 理单元)就是这个硬件。并且需要有cache来保存页表,这个cache就是TLB(Translation
lookaside
buffer)。
尽管如此,地址映射还是有着不小的开销。假设cache的访存速度是内存的10倍,命中率是40%,页表有三级,那么平均一次虚拟地址访问大概就消耗了两次物理内存访问的时间。
于是,一些嵌入式硬件上可能会放弃使用mmu,这样的硬件能够运行VxWorks(一个很高效的嵌入式实时操作系统)、linux(linux也有禁用mmu的编译选项)、等系统。
但是使用mmu的优势也是很大的,最主要的是出于安全性考虑。各个进程都是相互独立的虚拟地址空间,互不干扰。而放弃地址映射之后,所有程序将运行在同一个地址空间。于是,在没有mmu的机器上,一个进程越界访存,可能引起其他进程莫名其妙的错误,甚至导致内核崩溃。
在地址映射这个问题上,内核只提供页表,实际的转换是由硬件去完成的。那么内核如何生成这些页表呢?这就有两方面的内容,虚拟地址空间的管理和物理内存的管理。(实际上只有用户态的地址映射才需要管理,内核态的地址映射是写死的。)

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虚拟地址管理

](图:左下)
每个进程对应一个task结构,它指向一个mm结构,这就是该进程的内存管理器。(对于线程来说,每个线程也都有一个task结构,但是它们都指向同一个mm,所以地址空间是共享的。)
mm->pgd指向容纳页表的内存,每个进程有自已的mm,每个mm有自己的页表。于是,进程调度时,页表被切换(一般会有一个CPU寄存器来保存页表的地址,比如X86下的CR3,页表切换就是改变该寄存器的值)。所以,各个进程的地址空间互不影响(因为页表都不一样了,当然无法访问到别人的地址空间上。但是共享内存除外,这是故意让不同的页表能够访问到相同的物理地址上)。
用户程序对内存的操作(分配、回收、映射、等)都是对mm的操作,具体来说是对mm上的vma(虚拟内存空间)的操作。这些vma代表着进程空间的各个区域,比如堆、栈、代码区、数据区、各种映射区、等等。
用户程序对内存的操作并不会直接影响到页表,更不会直接影响到物理内存的分配。比如malloc成功,仅仅是改变了某个vma,页表不会变,物理内存的分配也不会变。
假设用户分配了内存,然后访问这块内存。由于页表里面并没有记录相关的映射,CPU产生一次缺页异常。内核捕捉异常,检查产生异常的地址是不是存在于一个合法的vma中。如果不是,则给进程一个"段错误",让其崩溃;如果是,则分配一个物理页,并为之建立映射。

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物理内存管理

](图:右上)
那么物理内存是如何分配的呢?
首先,linux支持NUMA(非均质存储结构),物理内存管理的第一个层次就是介质的管理。pg_data_t结构就描述了介质。一般而言,我们的内存管理介质只有内存,并且它是均匀的,所以可以简单地认为系统中只有一个pg_data_t对象。
每一种介质下面有若干个zone。一般是三个,DMA、NORMAL和HIGH。
DMA:因为有些硬件系统的DMA总线比系统总线窄,所以只有一部分地址空间能够用作DMA,这部分地址被管理在DMA区域(这属于是高级货了);
HIGH:高端内存。在32位系统中,地址空间是4G,其中内核规定3~4G的范围是内核空间,0~3G是用户空间(每个用户进程都有这么大的虚拟空间)(图:中下)。前面提到过内核的地址映射是写死的,就是指这3~4G的对应的页表是写死的,它映射到了物理地址的0~1G上。(实际上没有映射1G,只映射了896M。剩下的空间留下来映射大于1G的物理地址,而这一部分显然不是写死的)。所以,大于896M的物理地址是没有写死的页表来对应的,内核不能直接访问它们(必须要建立映射),称它们为高端内存(当然,如果机器内存不足896M,就不存在高端内存。如果是64位机器,也不存在高端内存,因为地址空间很大很大,属于内核的空间也不止1G了);
NORMAL:不属于DMA或HIGH的内存就叫NORMAL。
在zone之上的zone_list代表了分配策略,即内存分配时的zone优先级。一种内存分配往往不是只能在一个zone里进行分配的,比如分配一个页给内核使用时,最优先是从NORMAL里面分配,不行的话就分配DMA里面的好了(HIGH就不行,因为还没建立映射),这就是一种分配策略。
每个内存介质维护了一个mem_map,为介质中的每一个物理页面建立了一个page结构与之对应,以便管理物理内存。
每个zone记录着它在mem_map上的起始位置。并且通过free_area串连着这个zone上空闲的page。物理内存的分配就是从这里来的,从
free_area上把page摘下,就算是分配了。(内核的内存分配与用户进程不同,用户使用内存会被内核监督,使用不当就"段错误";而内核则无人监督,只能靠自觉,不是自己从free_area摘下的page就不要乱用。)

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建立地址映射

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内核需要物理内存时,很多情况是整页分配的,这在上面的mem_map中摘一个page下来就好了。比如前面说到的内核捕捉缺页异常,然后需要分配一个page以建立映射。
说到这里,会有一个疑问,内核在分配page、建立地址映射的过程中,使用的是虚拟地址还是物理地址呢?首先,内核代码所访问的地址都是虚拟地址,因为CPU指令接收的就是虚拟地址(地址映射对于CPU指令是透明的)。但是,建立地址映射时,内核在页表里面填写的内容却是物理地址,因为地址映射的目标就是要得到物理地址。
那么,内核怎么得到这个物理地址呢?其实,上面也提到了,mem_map中的page就是根据物理内存来建立的,每一个page就对应了一个物理页。
于是我们可以说,虚拟地址的映射是靠这里page结构来完成的,是它们给出了最终的物理地址。然而,page结构显然是通过虚拟地址来管理的(前面已经说过,CPU指令接收的就是虚拟地址)。那么,page结构实现了别人的虚拟地址映射,谁又来实现page结构自己的虚拟地址映射呢?没人能够实现。
这就引出了前面提到的一个问题,内核空间的页表项是写死的。在内核初始化时,内核的地址空间就已经把地址映射写死了。page结构显然存在于内核空间,所以它的地址映射问题已经通过“写死”解决了。
由于内核空间的页表项是写死的,又引出另一个问题,NORMAL(或DMA)区域的内存可能被同时映射到内核空间和用户空间。被映射到内核空间是显然的,因为这个映射已经写死了。而这些页面也可能被映射到用户空间的,在前面提到的缺页异常的场景里面就有这样的可能。映射到用户空间的页面应该优先从HIGH区域获取,因为这些内存被内核访问起来很不方便,拿给用户空间再合适不过了。但是HIGH区域可能会耗尽,或者可能因为设备上物理内存不足导致系统里面根本就没有HIGH区域,所以,将NORMAL区域映射给用户空间是必然存在的。
但是NORMAL区域的内存被同时映射到内核空间和用户空间并没有问题,因为如果某个页面正在被内核使用,对应的page应该已经从free_area被摘下,于是缺页异常处理代码中不会再将该页映射到用户空间。反过来也一样,被映射到用户空间的page自然已经从free_area被摘下,内核不会再去使用这个页面。

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内核空间管理

](图:右下)
除了对内存整页的使用,有些时候,内核也需要像用户程序使用malloc一样,分配一块任意大小的空间。这个功能是由slab系统来实现的。
slab相当于为内核中常用的一些结构体对象建立了对象池,比如对应task结构的池、对应mm结构的池、等等。
而slab也维护有通用的对象池,比如"32字节大小"的对象池、"64字节大小"的对象池、等等。内核中常用的kmalloc函数(类似于用户态的malloc)就是在这些通用的对象池中实现分配的。
slab除了对象实际使用的内存空间外,还有其对应的控制结构。有两种组织方式,如果对象较大,则控制结构使用专门的页面来保存;如果对象较小,控制结构与对象空间使用相同的页面。
除了slab,linux
2.6还引入了mempool(内存池)。其意图是:某些对象我们不希望它会因为内存不足而分配失败,于是我们预先分配若干个,放在mempool中存起来。正常情况下,分配对象时是不会去动mempool里面的资源的,照常通过slab去分配。到系统内存紧缺,已经无法通过slab分配内存时,才会使用
mempool中的内容。

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页面换入换出

](图:左上)(图:右上)
页面换入换出又是一个很复杂的系统。内存页面被换出到磁盘,与磁盘文件被映射到内存,是很相似的两个过程(内存页被换出到磁盘的动机,就是今后还要从磁盘将其载回内存)。所以swap复用了文件子系统的一些机制。
页面换入换出是一件很费CPU和IO的事情,但是由于内存昂贵这一历史原因,我们只好拿磁盘来扩展内存。但是现在内存越来越便宜了,我们可以轻松安装数G的内存,然后将swap系统关闭。于是swap的实现实在让人难有探索的欲望,在这里就不赘述了。(另见:《linux内核页面回收浅析
》)

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用户空间内存管理

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malloc是libc的库函数,用户程序一般通过它(或类似函数)来分配内存空间。
libc对内存的分配有两种途径,一是调整堆的大小,二是mmap一个新的虚拟内存区域(堆也是一个vma)。
在内核中,堆是一个一端固定、一端可伸缩的vma(图:左中)。可伸缩的一端通过系统调用brk来调整。libc管理着堆的空间,用户调用malloc分配内存时,libc尽量从现有的堆中去分配。如果堆空间不够,则通过brk增大堆空间。
当用户将已分配的空间free时,libc可能会通过brk减小堆空间。但是堆空间增大容易减小却难,考虑这样一种情况,用户空间连续分配了10块内存,前9块已经free。这时,未free的第10块哪怕只有1字节大,libc也不能够去减小堆的大小。因为堆只有一端可伸缩,并且中间不能掏空。而第10块内存就死死地占据着堆可伸缩的那一端,堆的大小没法减小,相关资源也没法归还内核。
当用户malloc一块很大的内存时,libc会通过mmap系统调用映射一个新的vma。因为对于堆的大小调整和空间管理还是比较麻烦的,重新建一个vma会更方便(上面提到的free的问题也是原因之一)。
那么为什么不总是在malloc的时候去mmap一个新的vma呢?第一,对于小空间的分配与回收,被libc管理的堆空间已经能够满足需要,不必每次都去进行系统调用。并且vma是以page为单位的,最小就是分配一个页;第二,太多的vma会降低系统性能。缺页异常、vma的新建与销毁、堆空间的大小调整、等等情况下,都需要对vma进行操作,需要在当前进程的所有vma中找到需要被操作的那个(或那些)vma。vma数目太多,必然导致性能下降。(在进程的vma较少时,内核采用链表来管理vma;vma较多时,改用红黑树来管理。)

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用户的栈

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与堆一样,栈也是一个vma(图:左中),这个vma是一端固定、一端可伸(注意,不能缩)的。这个vma比较特殊,没有类似brk的系统调用让这个vma伸展,它是自动伸展的。
当用户访问的虚拟地址越过这个vma时,内核会在处理缺页异常的时候将自动将这个vma增大。内核会检查当时的栈寄存器(如:ESP),访问的虚拟地址不能超过ESP加n(n为CPU压栈指令一次性压栈的最大字节数)。也就是说,内核是以ESP为基准来检查访问是否越界。
但是,ESP的值是可以由用户态程序自由读写的,用户程序如果调整ESP,将栈划得很大很大怎么办呢?内核中有一套关于进程限制的配置,其中就有栈大小的配置,栈只能这么大,再大就出错。
对于一个进程来说,栈一般是可以被伸展得比较大(如:8MB)。然而对于线程呢?
首先线程的栈是怎么回事?前面说过,线程的mm是共享其父进程的。虽然栈是mm中的一个vma,但是线程不能与其父进程共用这个vma(两个运行实体显然不用共用一个栈)。于是,在线程创建时,线程库通过mmap新建了一个vma,以此作为线程的栈(大于一般为:2M)。
可见,线程的栈在某种意义上并不是真正栈,它是一个固定的区域,并且容量很有限。

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