第8章 内存管理

1 内存和页框管理

RAM的某些部分永久分配给内核，用来存放内核代码和静态内核数据结构；

RAM的其他部分称为动态内存，内存管理指的是这块部分内存的管理，不管是内核进程的内存申请还是用户进程。

 

 

2 页框

Linux使用4KB页框大小作为标准的分页单元；

页描述符struct page记录了页框的信息，包括：包含的是代码还是数据，是否空闲等

 

 

3 保留的页框池

请求内存时，如果内存不足，必须回收一些内存，就会发生阻塞；

在中断中不允许阻塞，可以使用GFP_ATOMIC标志：如果没有足够的内存，仅仅是分配失败；

为了尽量减少原子请求的分配失败，内核为原子分配请求保留了一个页框池！

 

 

4 伙伴系统（buddy system）算法

4.1 内存外碎片

为了避免内存外碎片，可以：

① 把非连续的内存映射为连续的线性空间，提高内存利用率

② 记录页框状况，尽可能合理的分配内存大小

伙伴系统基于第二种方法。

 

4.2 算法原理

把所有的空闲页分组为11个块链表，每个块链表分别包含大小为1,2,4...1024（对应4MB）个连续的页框；

每个块的第一个页框的物理地址是该块大小的整数倍，比如大小为16个页框的块，起始地址应该是16*4k的整数倍；

申请内存时，从申请size往大检查是否存在满足要求的内存块；

如果找到，则把大的页块拆分，并存放到对应的页块链表中。

 

 

5 slab 分配器

buddy system以页框为单位，对于申请小内存不友好；

基于buddy system之上建立一个缓存，也就是slab是对从buddy system申请到的内存的包装和二次销售（分配）；

用户申请内存首先从slab缓存中获取，归还内存时也归还给slab缓存，申请小内存时减少的对buddy system的使用；

slab分配器可以针对频繁申请/释放的结构体创建缓存，用构造/析构替代申请/释放；

slab的信息由高速缓存描述符kmem_cache_t表示。

 

 

6 非连续内存区管理

6.1 简介

优点：避免外碎片

缺点：必须打乱内核页表，增大平均访问时间

使用场景举例：

• 为活动的交换区分配数据结构
• 为模块分配空间
• 给某些IO驱动分配缓冲区

非连续内存区使用vm_struct描述符表示；使用vmalloc()函数分配。

 

6.2 特点

• 内核线性地址空间为3GB-4GB
• 前896MB进行线性映射，既线性地址 = 物理地址 + 固定OFFSET，映射的末尾保存在high_memory变量中
• 除了结尾永久内核映射和固定映射的线性地址，其余都是非连续内存区，也叫vmalloc区
• vmalloc区之间有4KB大小的安全区，用于隔离不同的非连续内存区
• 非连续内存区始于VMALLOC_START，终于VMALLOC_END
• 非连续内存区的物理内存大小虽然只有128M，但是对应的线性地址范围却很大，因为这是虚拟地址，可以通过磁盘换入换出扩展

 

6.2 分配非连续区内存

vmalloc(size)
    // 需要申请一个非连续区内存描述符vm_struct管理这个非连续区
    // 到这里这组非连续内存的线性地址已经确定了（area->addr）
    // VM_ALLOC标志表示申请的非连续页框将要映射到连续的线性地址空间
    struct vm_struct *area = get_vm_area(size, VM_ALLOC);

    // 非连续区基本思路就是按页申请/释放内存
    // 先计算申请几页内存，再申请一组内存保存页描述符
    area->nr_pages = size >> PAGE_SHIFT
    array_size = area->nr_pages * sizeof(struct page*));
    area->pages = kzalloc(array_size, GFP_KERNEL);

    // 逐页申请内存
    for (i = 0; i < area->nr_pages; i++)
        area->pages[i] = alloc_page(GFP_KERNEL | GFP_HIGHMEM);

    // 至关重要：修改内核页表项，表明分配给非连续内存区的每个页框对应的线性地址
    map_vm_area(area, area->pages);

    // 注意返回的地址，释放内存的时候要从这个地址获取到area
    return area->addr;

 

6.3 非连续内存区和缺页异常

内核在更新非连续内存区对应的页表项时是非常懒惰的，即vmalloc()和vfree()函数只把自己限制在更新住内核页表（页全局目录init_mm.page及其子页表）；

内核初始化结束时，任何进程都不直接使用主内核页表；

因此，当内核进程对非连续内存区进行第一次访问时，总会遇到该地址对应的页表项为空，触发缺页异常；

缺页异常处理程序认识这种情况，并把主内核页表项的页表拷贝给当前内核进程。

当然，如果住内核页表项中也没有该对应的页表项，则会报错误地址。