Первая публикация данной статьи произошла на linux.ru.net
Stanislav Ievlev, inger@linux.ru.net
Случилось мне однажды поинтересоваться, как же ядро работает с самым дорогим, что у него есть, с оперативной 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 (с версии 0.1). Затея удалась... 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, в которых знающие люди просветят вас гораздо лучше меня. Посмотрим только самую суть.
Итак, в основе 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 определенная навороченность. Множество всяких ссылок. Вы не поверите, но все они используются. Одна страница может находиться в разных списках, например и в списке 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 происходит очень хитро. Если раньше (в ранних версиях ядра) в структуре page было отдельное поле указывающее на физический адрес (map_nr), то теперь он вычисляется. Алгоритм вычисления можно обнаружить в следующей функции ядра.
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 интересному алгоритму.
Страницы делятся на свободные непрерывные области 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). Делается это так. 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 выделения 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 областей в соответствующую позицию и после этого происходит попытка объединить несколько областей для создания одной большего размера.
Отсутствие страницы в памяти обрабатываются 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-таки с виртуальными адресами, а не с физическими. Преобразование происходит посредством вычислений, 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 конкретным 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. Хороший пример подобной процедуры можно посмотреть в функции ядра partial_clear:
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; /* количество страниц для свопинга при следующем проходе */
unsigned long swap_address;
/*
* Это архитектурно-зависимый указатель. Переносимая часть Linux
ничего не знает о сегментах. */
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 (точнее его часть, дочитанная до размера страницы. Например, для Intel при чтении 10 байт будут прочитаны 4096) и добавляется в страничный кэш. Реальный же запрос на отображение файла только возвращает адрес на уже кэшированные страницы.
На уровне процесса работа может вестись как со страницами напрямую, так и через абстрактную структуру vm_area_struct
struct vm_area_struct {
struct mm_struct * vm_mm; /* параметры области виртуальной памяти */
unsigned long vm_start;
unsigned long vm_end;
/* Связянный список областей задачи отсортированный по адресам */
struct vm_area_struct *vm_next;
pgprot_t vm_page_prot;
unsigned short vm_flags;
/* AVL-дерево областей, для ускоренного поиска, сортировка по адресам */
short vm_avl_height;
struct vm_area_struct * vm_avl_left;
struct vm_area_struct * vm_avl_right;
/* Для областей используемых при отображении файлов или при работе
с разделяемой памяти, иначе эта часть структуры не используется */
struct vm_area_struct *vm_next_share;
struct vm_area_struct **vm_pprev_share;
struct vm_operations_struct * vm_ops; /*операции над областью */
unsigned long vm_offset;
struct file * vm_file;
unsigned long vm_pte; /* разделяемая память */
};
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 для других целей.
Что делать, когда требуется получить новую область памяти. Есть целых 3 способа.
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, новые структуры 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.
Вот и сделана попытка обозреть один из самых сложных моментов работы операционной системы - работа с оперативной памятью. Возможно обзор не самый исчерпывающий, но, по крайней мере, направление правильное. А дальше... дальше рекомендуется смотреть исходные тексты. Там вы найдете уж точно все ответы на возникшие вопросы.
Удачи.