Как Linux работает с памятью

Как Linux работает с памятью


Случилось мне однажды поинтересоваться как же ядро работает с самым дорогим что у него есть, с памятью. Первые попытки разобраться с налету что и как ни к чему не привели. Не все так просто как хотелось бы. Отовсюду торчат концы, вроде все ясно, но как связать их воедино...

Возникла мысль обратиться к прошлому , чтобы по крайней мере разобраться как все это развивалось (версия 0.1). Это помогло понять и современное ядро. В дальнейшем речь пойдет о ядрах серии 2.2 об изменениях в 2.4 будет сообщено особо.

Не буду углубляться в тонкости функционирования защищенного режима процессора об этом написаны целые фолианты. Посмотрим только самую суть.

Итак, в овнове всего лежат страницы памяти. В ядре они описываются структурой mem_map_t.

typedef struct page {
/* these must be first (free area handling) */
struct page *next;
struct page *prev;
struct inode *inode;
unsigned long offset;
struct page *next_hash;
atomic_t count;
unsigned long flags; /* atomic flags, some possibly updated asynchronously */
struct wait_queue *wait;
struct page **pprev_hash;
struct buffer_head * buffers;
} mem_map_t;

Уже тут наблюдается наворороченность. Множество всяких ссылок. Все они используются . Одна страница может находиться в разных списках , например и всписке страниц в страничном кеше и в списке страниц относящихся к отображенному в память файлу (inode).В структуре описывающей последний можно найти и обратную ссылку,что очень удобно.

Все страницы адресуются глобальным указателем mem_map

mem_map_t * mem_map

Адресация страниц порисходит очень хитро. Если раньше в структуре page было отдельное поле указывающее на физический адрес (map_nr), то теперь он вычисляется

static inline unsigned long page_address(struct page * page)
{
return PAGE_OFFSET + PAGE_SIZE * (page - mem_map);
}

Свободные страницы хранятся в особой структуре free_area

static struct free_area_struct free_area[NR_MEM_TYPES][NR_MEM_LISTS];

, где первое поле отвечает за тип области : Ядра, Пользователя, DMA и.т.д. И обрабатываются по очень хитрому алгоритму.

Страницы делятся на свободные непрерывные обрасти размера 2 в степени x умноженной на размер страницы ( (2^x)*PAGE_SIZE ). Области одного размера лежат в одной области массива.

....
|------
|Свободные Страницы размера PAGE_SIZE*4 ---> список свободных областей
|------
|Свободные Страницы размера PAGE_SIZE*2 ---> список свободных областей
|------
|Свободные Страницы размера PAGE_SIZE ---> список свободных областей
|------

Выделяет страницу функция get_free_pages(order). Она выделяет страницы составляющие область размера PAGE_SIZE*(2^order). Ищется область соответствующего размера или больше. Если есть только область большего размера то она делится на несколько маленьких и берется нужный кусок. Если свободных страниц недостаточно, то некоторые будут сброшены в область подкачки и процесс выделенения начнется снова.

Возвращает страницу функция free_pages(struct page, order). Высвобождает страницы начинающиеся с page размера PAGE_SIZE*(2^order). Область возвращается в массив свободных обрастей в соответствующую позицию и после этого происходит попытка объединить несколько областей для создания одной большего размера.

Отсутствие страницы в памяти обрабатыватся ядром особо. Страница может или вообще отсутствовать или находиться в области подкачки.

Вот собственно и вся базовая работа с реальными страницами.Самое время вспомнить, что процесс работает все-каки с виртуальными адресами, а не с физическими. Преобразование происходит посредством вичислений, используя таблицы дескрипторов, и каталоги таблиц. Linux поддерживает 3 уровня таблиц: каталог таблиц первого уровня (PGD - Page Table Directory),каталог таблиц второго уровня (PMD - Medium Page Table Diractory), и наконец таблица дескрипторов (PTE - Page Table Entry). Реально конкректным процессором могут поддерживаться не все уровни, но запас позволяет поддерживать больше возможных архитектур (Intel имеет 2 уровня таблиц, а Alpha - целых 3 ). Преобразование виртуального адреса в физический происходит соответственно в 3 этапа. Берется указатель PGD, имеющийся в структуре описывающий каждый процесс, преобразуется в указатель записи PMD, а последний преобразуется в указатель в таблице дескрипторов PTE. И наконец к реальному адресу указывающему на начало страницы прибавляют смещение от ее начала.

page_dir = pgd_offset(vma->vm_mm, address);
if (pgd_none(*page_dir))
return;
if (pgd_bad(*page_dir)) {
printk("bad page table directory entry %p:[%lx]\n", page_dir, pgd_val(*page_dir));
pgd_clear(page_dir);
return;
}
page_middle = pmd_offset(page_dir, address);
if (pmd_none(*page_middle))
return;
if (pmd_bad(*page_middle)) {
printk("bad page table directory entry %p:[%lx]\n", page_dir, pgd_val(*page_dir));
pmd_clear(page_middle);
return;
}
page_table = pte_offset(page_middle, address);

Вообще-то все данные об используемой процессом памяти помещаются в структуре mm_struct

struct mm_struct {
struct vm_area_struct *mmap; /* Список отображенных областей */
struct vm_area_struct *mmap_avl; /* Те же области но уже в виде дерева для более быстрого поиска*/
struct vm_area_struct *mmap_cache; /* Последняя найденная область*/
pgd_t * pgd; /*Каталог таблиц*/
atomic_t count;
int map_count; /* Количество областей*/
struct semaphore mmap_sem;
unsigned long context;
unsigned long start_code, end_code, start_data, end_data;
unsigned long start_brk, brk, start_stack;
unsigned long arg_start, arg_end, env_start, env_end;
unsigned long rss, total_vm, locked_vm;
unsigned long def_flags;
unsigned long cpu_vm_mask;
unsigned long swap_cnt; /* number of pages to swap on next pass */
unsigned long swap_address;
/*
* This is an architecture-specific pointer: the portable
* part of Linux does not know about any segments.
*/
void * segments;
};



Сразу замечаем, что помимо вполне понятных указателей на начало данных (start_code, end_code ...) кода и стека есть указатели на данные отображенных файлов (mmap). Это надо сказать особенность Linux - тащить в себя все что только можно. Может быть это и хорошо, но с другой стороны так разбазариваться памятью (вспомним еще буфера ввода/вывода при файловой системе, которые тоже будут кушать все новую память пока она есть) Данный подход может негативно отразиться на стабильности системы, ведь для запуска какого-то жизненно необходимого процесса может потребоваться время на освобождение лишних кешей. Простенькая проверка на потерю свободной памяти: введите команду "cat /dev/mem >/image " и посмотрите сколько свободной памяти после этого осталось. Если вам это не нравится, то обратите взгляд на функцию invalidate_inode_pages(* struct_inode), освобождающую страничный кэш для данного файла.
При любом открытии файла, он сразу же отображается в память и добавляется в страничный кэш. Реальный же запрос на отображение файла только возвращает адрес на уже скешированные страницы.
На уровне процесса работа может вестить как со страницами напямую, так и через абстрактную структуру vm_area_struct


struct vm_area_struct {
struct mm_struct * vm_mm; /* VM area parameters */
unsigned long vm_start;
unsigned long vm_end;

/* linked list of VM areas per task, sorted by address */
struct vm_area_struct *vm_next;

pgprot_t vm_page_prot;
unsigned short vm_flags;

/* AVL tree of VM areas per task, sorted by address */
short vm_avl_height;
struct vm_area_struct * vm_avl_left;
struct vm_area_struct * vm_avl_right;

/* For areas with inode, the list inode->i_mmap, for shm areas,
* the list of attaches, otherwise unused.
*/
struct vm_area_struct *vm_next_share;
struct vm_area_struct **vm_pprev_share;

struct vm_operations_struct * vm_ops;
unsigned long vm_offset;
struct file * vm_file;
unsigned long vm_pte; /* shared mem */
};

struct vm_operations_struct {
void (*open)(struct vm_area_struct * area);
void (*close)(struct vm_area_struct * area);
void (*unmap)(struct vm_area_struct *area, unsigned long, size_t);
void (*protect)(struct vm_area_struct *area, unsigned long, size_t, unsigned int newprot);
int (*sync)(struct vm_area_struct *area, unsigned long, size_t, unsigned int flags);
void (*advise)(struct vm_area_struct *area, unsigned long, size_t, unsigned int advise);
unsigned long (*nopage)(struct vm_area_struct * area, unsigned long address, int write_access);
unsigned long (*wppage)(struct vm_area_struct * area, unsigned long address,
unsigned long page);
int (*swapout)(struct vm_area_struct *, struct page *);
pte_t (*swapin)(struct vm_area_struct *, unsigned long, unsigned long);
};

Идея данной структуры возникла из идеи виртуальной файловой системы, поэтому все операции над виртуальными областями абстрактны и могут быть специфичными для разных типов памяти, например при отображении файлов операции чтения одни а при отображении памяти (через файл /dev/mem ) совершенно другие. Первоначально vm_area_struct появилась для обеспечения нужд отображения, но постепенно распространяется и на другие области.

Что делать, когда требуется получить новую область памяти. Есть целых 3 способа.

1. Уже знакомый get_free_page()
2. kmalloc - Простенькая (по возможностям, но отнюдь не коду) процедура с большими ограничениями по выделению новых областей и по их размеру.
3. vmalloc - Мощная процедура, работающая с виртуальной памятью, может выделять большие объемы памяти.

С каждой из двух процедур в ядре связаны еще по списку свободных/занятых областей, что еще больше усложняет понимание работы с памятью. (vmlist для vmalloc, kmem_cash для kmalloc)

Что же в 2.4.

Добавлена поддержка новой архитектуры памяти NUMA. В противовес классической UMA память делится на зоны с разным временем доступа к каждой из них . Это очень полезно и для кластерных решений. В связи с этим появились новые обертки на функции и найти суть стало еще сложнее. Появилась также поддержка памяти до 64Гб.
Раньше для всех файловых систем был один generic_file_read и generic_file_mmap в связи с тотальным засасыванием всего подряд в память при чтении (различия делались уже только на уровне inode->readpage). Теперь появился и generic_file_write. В общем еще пара таких generic и прощай виртуальная файловая система.

Но посмотрим - увидим. Ведь Linux развивается очень быстро и не всегда предсказуемо.