分配頁幀
分配頁幀的具體實(shí)現(xiàn)
釋放頁幀
分配頁幀
內(nèi)核中使用ZONE分配器滿足內(nèi)存分配請求。該分配器必須具有足夠的空閑頁幀,以便滿足各種內(nèi)存大小請求。為此,ZONE分配器必須能夠:
它應(yīng)該保護(hù)預(yù)留頁幀池;
當(dāng)內(nèi)存不足并且允許阻塞當(dāng)前進(jìn)程時,能夠觸發(fā)頁幀回收機(jī)制。一旦某些頁幀被釋放,ZONE分配器重新分配;
盡可能保留小的、珍貴的ZONE_DMA內(nèi)存區(qū)。如果請求正常內(nèi)存或高端內(nèi)存,ZONE分配器不太可能分配ZONE_DMA內(nèi)存區(qū)中的頁幀。
對于每次連續(xù)頁幀的申請,ZONE頁幀分配器調(diào)用alloc_pages()宏實(shí)現(xiàn)。該宏其實(shí)是__alloc_pages()的封裝,而該函數(shù)才是ZONE分配器的核心。它需要三個參數(shù):
gfp_mask
內(nèi)存分配請求中指定的標(biāo)志。
order
連續(xù)物理頁幀的對數(shù)。
zonelist
指向zonelist數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu),按照優(yōu)先順序,選擇適合內(nèi)存分配的內(nèi)存區(qū)。
__alloc_pages()掃描zonelist數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)中每一個內(nèi)存區(qū),代碼大概如下所示:
for(i=0;(z=zonelist->zones[i])!=NULL;i++){ if(zone_watermark_ok(z,order,...)){ page=buffered_rmqueue(z,order,gfp_mask); if(page) returnpage; } }
對于每個內(nèi)存區(qū)域,該函數(shù)將空閑頁幀的數(shù)量與一個閾值進(jìn)行比較,該閾值取決于內(nèi)存分配標(biāo)志、當(dāng)前進(jìn)程的類型以及該函數(shù)已經(jīng)檢查該區(qū)域的次數(shù)。實(shí)際上,如果可用內(nèi)存很少,通常會對每個內(nèi)存區(qū)域掃描幾次,每次都對分配所需的最小可用內(nèi)存設(shè)置較低的閾值。因此,前面的代碼塊在__alloc_pages()函數(shù)的主體中被復(fù)用了幾次(只有很小的變化)。buffered_rmqueue()函數(shù)已經(jīng)在前面的“CPU頁幀緩存”一節(jié)中描述過了:它返回第一個分配的頁幀的頁描述符,如果內(nèi)存區(qū)域不包含一組請求大小的連續(xù)頁幀,則返回NULL。
zone_watermark_ok()輔助函數(shù)接收幾個參數(shù),這些參數(shù)決定內(nèi)存ZONE中可用頁幀數(shù)量的閾值min。特別是,如果滿足以下兩個條件,該函數(shù)返回值1,也就是具有足夠的內(nèi)存:
/* *如果空閑頁幀在閾值之上,則返回1.考慮分配的大?。╫rder密數(shù)決定) */ intzone_watermark_ok(structzone*z,intorder,unsignedlongmark, intclasszone_idx,intcan_try_harder,intgfp_high) { /*free_pages可能會變成負(fù)值,但是沒有關(guān)系*/ longmin=mark,free_pages=z->free_pages-(1<lowmem_reserve[classzone_idx]) return0; /*除了要分配的頁幀, *在`1`到`order`之間的空閑頁幀列表中的每一個`k`, *至少有`min/(2^k)`個空閑頁幀。 *因此,如果`order`大于0,在大小為`2`的內(nèi)存塊列表中, *至少有`min/2`個空閑頁幀; *如果`order`大于0,在大小為`4`的內(nèi)存塊列表中, *至少有`min/4`個空閑頁幀;以此類推。 */ for(o=0;ofree_area[o].nr_free<>=1; if(free_pages<=?min) ????????????return?0; ????} ????return?1;
閾值min的值由zone_watermark_ok()確定,如下所示:
可以將pages_min,pages_low和pages_high三個內(nèi)存ZONE區(qū)之一作為基本值作為函數(shù)的參數(shù)(參見本章前面的“預(yù)留頁幀池”一節(jié))。
如果設(shè)置了gfp_high標(biāo)志,則將基值除以2。通常,如果在gfp_mask中設(shè)置了__GFP_HIGHMEM標(biāo)志,也就是說,如果可以從高端內(nèi)存中分配頁幀的話,則該標(biāo)志等于1。
如果設(shè)置了can_try_harder標(biāo)志,則閾值將進(jìn)一步減少四分之一。如果在gfp_mask中設(shè)置了__GFP_WAIT標(biāo)志,或者當(dāng)前進(jìn)程是實(shí)時進(jìn)程,并且內(nèi)存分配是在進(jìn)程上下文中完成的(在中斷處理程序和可延遲函數(shù)之外),則該標(biāo)志通常等于1。
分配頁幀的具體實(shí)現(xiàn)
__alloc_pages()函數(shù)主要執(zhí)行以下步驟:
structpage*fastcall __alloc_pages(unsignedintgfp_mask,unsignedintorder, structzonelist*zonelist) { //...省略 /*如果調(diào)用方不能運(yùn)行直接回收算法, *或者調(diào)用方具有實(shí)時調(diào)度策略, *則調(diào)用方可能會更多地使用預(yù)留頁幀 */ can_try_harder=(unlikely(rt_task(p))&&!in_interrupt())||!wait; zones=zonelist->zones;/*內(nèi)存ZONE列表*/ if(unlikely(zones[0]==NULL)){ returnNULL;/*這應(yīng)該發(fā)生嗎?*/ } classzone_idx=zone_idx(zones[0]); restart: /* 1. 執(zhí)行內(nèi)存區(qū)域的第一次掃描。 *在第一次掃描中,min閾值設(shè)置為z->pages_low, *其中z指向正在分析的zone描述符 *(can_try_harder和gfp_high參數(shù)設(shè)置為零)。 */ for(i=0;(z=zones[i])!=NULL;i++){ if(!zone_watermark_ok(z,order,z->pages_low, classzone_idx,0,0)) continue; page=buffered_rmqueue(z,order,gfp_mask); if(page) gotogot_pg; } /* 2. 如果在前一步中沒有終止,那么剩余的空閑內(nèi)存就不多了; *應(yīng)該喚醒kswapd內(nèi)核線程,開始異步回收頁幀。 */ for(i=0;(z=zones[i])!=NULL;i++) wakeup_kswapd(z,order); /* 3. 對內(nèi)存區(qū)域執(zhí)行第二次掃描: *將值z->pages_min作為基本閾值傳遞。 *實(shí)際閾值還與can_try_harder和gfp_high標(biāo)志有關(guān)。 *(允許內(nèi)核和實(shí)時任務(wù)訪問預(yù)留頁幀池) *這一步幾乎與步驟1相同,只是函數(shù)使用了較低的閾值。 */ for(i=0;(z=zones[i])!=NULL;i++){ if(!zone_watermark_ok(z,order,z->pages_min, classzone_idx,can_try_harder, gfp_mask&__GFP_HIGH)) continue; page=buffered_rmqueue(z,order,gfp_mask); if(page) gotogot_pg; } /* 4. 執(zhí)行第三次內(nèi)存區(qū)域掃描: *如果前面沒有分配到內(nèi)存頁幀,則說明系統(tǒng)內(nèi)存應(yīng)該非常低了。 *如果內(nèi)核代碼不是中斷處理程序或可延遲函數(shù), *且它正在嘗試回收頁幀(設(shè)置了PF_MEMALLOC或PF_MEMDIE標(biāo)志)。 *此時應(yīng)該進(jìn)行第3次掃描。 *此時應(yīng)該忽略低內(nèi)存閾值,即不調(diào)用zone_watermark_ok()。 *這應(yīng)該是耗盡低內(nèi)存預(yù)留頁幀的唯一情況 *(這些頁幀由zone描述符的lowmem_reserve字段指定)。 *在這種情況下,發(fā)送內(nèi)存請求的內(nèi)核代碼最終通過嘗試釋放頁幀, *獲得它想要的內(nèi)存請求。 *如果沒有內(nèi)存ZONE包含足夠的頁幀, *則函數(shù)返回NULL,并通知調(diào)用者分配失敗。 */ if(((p->flags&PF_MEMALLOC)|| unlikely(test_thread_flag(TIF_MEMDIE)))&& !in_interrupt()){ /*再一次遍歷zonelist,忽略min*/ for(i=0;(z=zones[i])!=NULL;i++){ page=buffered_rmqueue(z,order,gfp_mask); if(page) gotogot_pg; } gotonopage; } /*5.原子分配-這種情況我們不能做任何均衡處理 *這種情況下,該函數(shù)返回NULL以通知內(nèi)核代碼內(nèi)存分配失敗: *這種情況下,沒有辦法在不阻塞當(dāng)前進(jìn)程的情況下滿足請求。 */ if(!wait) gotonopage; rebalance: /*6.在這里,當(dāng)前進(jìn)程可以被阻塞: *調(diào)用cond_resched()來檢查其他進(jìn)程是否需要CPU。 */ cond_resched(); /*7.設(shè)置當(dāng)前的PF_MEMALLOC標(biāo)志, *表示進(jìn)程已準(zhǔn)備好執(zhí)行異步內(nèi)存回收。 */ p->flags|=PF_MEMALLOC; /*8.reclaim_state只包含一個字段reclaimed_slab,初始化為0*/ reclaim_state.reclaimed_slab=0; p->reclaim_state=&reclaim_state; /* 9. 尋找一些要回收的頁幀。 *該函數(shù)可能會阻塞當(dāng)前進(jìn)程。 *一旦該函數(shù)返回,重置當(dāng)前的PF_MEMALLOC標(biāo)志, *并再次調(diào)用cond_resched()。 */ did_some_progress=try_to_free_pages(zones,gfp_mask,order); p->reclaim_state=NULL; p->flags&=~PF_MEMALLOC; cond_resched(); if(likely(did_some_progress)){ /*10.說明前一步釋放了一些頁幀, *那么該函數(shù)將執(zhí)行與步驟3中相同的另一次內(nèi)存區(qū)域掃描。 *如果內(nèi)存分配請求不能被滿足, * zone_watermark_ok函數(shù)決定是否應(yīng)該繼續(xù)掃描內(nèi)存區(qū)域。 *這兒使用高閾值,僅是為了捕獲并行的oom kill; *(也就是說,如果內(nèi)存壓力還是很大,則應(yīng)該失敗) */ for(i=0;(z=zones[i])!=NULL;i++){ if(!zone_watermark_ok(z,order,z->pages_min, classzone_idx,can_try_harder, gfp_mask&__GFP_HIGH)) continue; page=buffered_rmqueue(z,order,gfp_mask); if(page) gotogot_pg; } } /*11.如果在步驟9中沒有釋放頁幀,那么內(nèi)核就有大麻煩了, *因?yàn)榭捎脙?nèi)存非常低,無法回收任何頁幀。 *也許是時候做出一個關(guān)鍵的決定了: *如果此時設(shè)置了__GFP_FS標(biāo)志,且清零了__GFP_NORETRY標(biāo)志 *如果內(nèi)核控制路徑允許執(zhí)行與文件系統(tǒng)相關(guān)的操作來終止進(jìn)程(gfp_mask中的'__GFP_FS'標(biāo)志已設(shè)置),并且'__GFP_NORETRY'標(biāo)志已清除,則執(zhí)行以下子步驟: */ elseif((gfp_mask&__GFP_FS)&&!(gfp_mask&__GFP_NORETRY)){ /* 11.a zone_watermark_ok函數(shù)決定是否應(yīng)該繼續(xù)掃描內(nèi)存區(qū)域。 *這兒使用高閾值z->pages_high,僅是為了捕獲并行的oom kill; *(也就是說,如果內(nèi)存壓力還是很大,則應(yīng)該失?。?* *因?yàn)樵摬绞褂玫拈撝当戎暗亩几撸源蟾怕蕰 ?*實(shí)際上,只有當(dāng)內(nèi)核的其他代碼已經(jīng)殺死了一個進(jìn)程并回收內(nèi)存后 *該步才能成功。但是,這一步避免了殺死兩個進(jìn)程的情況。 */ for(i=0;(z=zones[i])!=NULL;i++){ if(!zone_watermark_ok(z,order,z->pages_high, classzone_idx,0,0)) continue; page=buffered_rmqueue(z,order,gfp_mask); if(page) gotogot_pg; } /*11.b殺死一些進(jìn)程,釋放內(nèi)存*/ out_of_memory(gfp_mask); /*11.c跳轉(zhuǎn)回第1步*/ gotorestart; } /*如果__GFP_NORETRY標(biāo)志是清除的,并且內(nèi)存分配請求跨越最多8頁幀 *也就是說,盡量不要重復(fù)分配大于8個頁幀以上的內(nèi)存。 *或者_(dá)_GFP_REPEAT和__GFP_NOFAIL標(biāo)志之一被設(shè)置, *函數(shù)調(diào)用blk_congestion_wait使進(jìn)程休眠一段時間, *然后它跳回步驟6。 *否則,該函數(shù)返回NULL以通知調(diào)用者內(nèi)存分配失敗。 */ do_retry=0; if(!(gfp_mask&__GFP_NORETRY)){ if((order<=?3)?||?(gfp_mask?&?__GFP_REPEAT)) ????????????do_retry?=?1; ????????if?(gfp_mask?&?__GFP_NOFAIL) ????????????do_retry?=?1; ????} ????if?(do_retry)?{ ????????blk_congestion_wait(WRITE,?HZ/50); ????????goto?rebalance; ????} nopage: ????if?(!(gfp_mask?&?__GFP_NOWARN)?&&?printk_ratelimit())?{ ????????//?...省略 ????} ????return?NULL; got_pg: ????zone_statistics(zonelist,?z); ????return?page; }
釋放頁幀
zone分配器還負(fù)責(zé)釋放頁幀,但要比分配頁幀簡單。
內(nèi)核中,所有釋放頁幀的宏和函數(shù),都是基于__free_pages()函數(shù)實(shí)現(xiàn)的。該函數(shù)的參數(shù)是page,待要釋放的第一個頁幀的頁描述符的地址;order,要釋放的連續(xù)頁幀組的對數(shù)大小。函數(shù)執(zhí)行以下步驟:
檢查第1個頁幀是否真的屬于動態(tài)內(nèi)存(它的PG_reserved標(biāo)志被清除);如果不是,則終止。
減少page->_count使用計(jì)數(shù)器;如果仍然大于等于0,終止。
如果order等于零,該函數(shù)調(diào)用free_hot_page()將頁幀釋放到相應(yīng)內(nèi)存區(qū)域的CPU本地?zé)峋彺嬷小?/p>
如果order大于0,它將頁幀添加到本地列表中,并調(diào)用free_pages_bulk()函數(shù)將它們釋放到適當(dāng)內(nèi)存區(qū)域的buddy系統(tǒng)中。
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內(nèi)核
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cpu
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分配器
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原文標(biāo)題:Linux內(nèi)核8.6-內(nèi)存管理之ZONE內(nèi)存分配器
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