Linux内核设计基础(五)之内存管理

作者:BlueCloudMatrix 和linux相关  

我感觉学习操作系统首先要从内存分配和管理入手。首先我们应该知道现代操作系统是以页为单位进行内存管理的,32位体系结构支持4KB的页,而64位体系结构支持8KB的页。页是用来分配的,如何才能进行高效和充分的利用,这是内存管理单元(MMU)应当仔细考虑的。


页分配

内核用结构体struct page表示每个物理页。内核用这一结构来管理系统中所有的页,因为内核需要知道一个页是否空闲(也就是页有没有被分配),如果页已经被分配,内核需要知道谁拥有这个页,拥有者可能是用户空间进程、动态分配的内核数据、静态内核代码或页高速缓存。我们用页表来统一管理所有的struct page。另外内核用区对具有相似特性的页进行分组。主要是存在下面两种制约:

  • 一些硬件只能用某些特定的内存地址执行DMA(直接内存访问)
  • 一些体系结构的内存的物理寻址范围比虚拟寻址范围大得多。这样,就有一些内存不能永久地映射到内核空间(高端内存)
于是Linux划分了一下四个区:
  • ZONE_DMA——这个区包含的页能用来执行DMA操作。
  • ZONE_DMA32——同上,不过只能被32位设备访问。
  • ZONE_NORMAL——这个区包含的都是能正常映射的页。
  • ZONE_HIGHEM——高端内存,其中的页并不能永久映射到内核地址空间。


slab层

用于频繁使用的数据结构的缓存,且避免因频繁分配和使用导致的内存碎片。slab层是由高速缓存组成的,而每个高速缓存可以由多个slab组成,slab由一个或多个物理上连续的页组成。每个slab都包含一些缓存的数据结构。这样说还是很抽象,举个inode的例子。

inode是磁盘文件在内存中的体现,会频繁地进行创建和释放,所以有必要进行缓存管理。在这里高速缓存是inode_cachep,它由多个slab组成,而每个slab包含尽可能多的struct inode对象。所以当我们需要一个新的inode结构时,不必现创建,只需从部分满或空的slab返回一个指向已分配但未使用的inode结构的指针即可。当内核使用完这个inode对象时,slab分配器就把该对象标记为空闲,留给后来者。

再举个进程控制块的例子。

我们知道进程在不停地创建和消除,而用struct task_struct去管理一个进程,不停的创建和释放task_struct会很费时。所以内核初始化期间,在fork_init()中着手创建高速缓存:

struct kmem_cache *task_struct_cachep;(内核用这个全局变量存放指向task_struct高速缓存的指针)
task_struct_cachep = kmem_cache_create("task_struct",
                                        sizeof(struct task_struct),
                                        ARCH_MIN_TASKALIGN,
                                        SLAB_PANIC | SLAB_NOTRACK,
                                        NULL);

这样当我们创建进程(执行fork)时,只需从这个高速缓存中索取即可:

struct task_struct *tsk;
tsk = kmem_cache_alloc(task_struct_cachep, GFP_KERNEL);
if(!tsk) return NULL;

内核栈

我们在进程时要注意节省栈资源,要控制函数内的局部变量,尽量不要出现大型数组或大型结构体。尤其对于内核栈,一旦造成溢出,就会影响到内核数据(如thread_info)。所以应当优先考虑动态分配。另外一个进程的内核栈和中断栈是分开的,这样可以减轻内核栈的负担(一个内核栈只占1页或2页)。




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