Linux 内核源代码分析 chap 2 存储管理

Posted 2020-10-21 zhchoutai

物理页面分配

linux 内核 2.4 中有 2 个版本号的物理页面分配函数 alloc_pages()。 一个在 mm/numa.c 中， 还有一个在 mm/page_alloc.c 中， 依据条件编译选项 CONFIG_DISCONTIGMEM 决定取舍。

1. NUMA 结构中的alloc_pages

==================== mm/numa.c 43 43 ====================
43  #ifdef CONFIG_DISCONTIGMEM
==================== mm/numa.c 91 128 ====================
91  /*
92   * This can be refined. Currently, tries to do round robin, instead
93   * should do concentratic circle search, starting from current node.
94   */
95  struct page * alloc_pages(int gfp_mask, unsigned long order)
96  {
97      struct page *ret = 0;
98      pg_data_t *start, *temp;
99  #ifndef CONFIG_NUMA
100     unsigned long flags;
101     static pg_data_t *next = 0;
102 #endif
103
104     if (order >= MAX_ORDER)
105         return NULL;
106  #ifdef CONFIG_NUMA
107     temp = NODE_DATA(numa_node_id());
108  #else
109     spin_lock_irqsave(&node_lock, flags);
110     if (!next) next = pgdat_list;
111     temp = next;
112     next = next->node_next;
113     spin_unlock_irqrestore(&node_lock, flags);
114  #endif
115     start = temp;
82
116     while (temp) {
117         if ((ret = alloc_pages_pgdat(temp, gfp_mask, order)))
118             return(ret);
119         temp = temp->node_next;
120     }
121     temp = pgdat_list;
122     while (temp != start) {
123         if ((ret = alloc_pages_pgdat(temp, gfp_mask, order)))
124             return(ret);
125         temp = temp->node_next;
126     }
127     return(0);
128  }

1. 通过设置 CONFIG_DISCONTIGMEM 这个条件编译选项之后。 这段代码才干得到编译。
   我们能够把 不连续的物理存储空间 看做是一种广义的 NUMA， 两块内存之间的孤岛看成是非均质的。这样。 在处理不连续的物理空间的时候， 也须要像处理 NUMA 一样划分出若干连续且均匀的 “存储节点”, 因而。 也有一个 pg_data_t 的数据结构的队列。
2. 调用參数中的 gfp_mask， 他是一个整数代表着一种分配策略。它相应的实际上是给定节点中数组node_zonelist[] 的下标， 而这个node_zonelist[] 表征的是物理内存页面分配时候的一个策略。 在node_zonelist 中， 维护了一个zone_t 的数组， 这个数组就用来表征 分配物理页面的时候， 先到 zone[i]管理区尝试分配。 假设不行。 转到zone[i + 1]。因为， 有多种分配的策略。 因而， 定义了一个node_zonelist[] 的分配策略数组。
   
3. 第二个參数 order 表征所须要的物理块的大小，能够看到他是一个unsigned long 类型。计算机中是採用二进制形式的， 我们分配页面的时候， 也是依照 2n 的形式来进行分配。

   非常容易能够想到， 这个order 就代表了须要分配 空间 大小 中 2 的幂次的形式。 ie, 分配的页面大小为 2order。

4. 对于 NUMA 结构的系统而言。 我们能够通过NUMA_DATA 和 numa_node_id() 找到cpu 所在节点的pg_data_t 的数据结构队列。

5. 对于 非连续的 UMA 结构， 也有一个pgdat_list 的结构。我们能够这么理解他， UMA 相当于NUMA 中全部区域的材质变成一致时候的特殊情形， ie， pgdat_list 的长度为 1.
6. 也就是说， 代码的106 ~ 114 实际上获取到了一个 pgdat_t 节点的指针。然后， 115 ~ 126 遍历这个pgdat_list 所在的pgdat_list 链表中的每一个pgdat_t 节点， 试图在这些存储节点上分配所需的物理页面。为什么是两个while 呢， 因为我们一開始拿到的pgdat_t 存储节点 可能仅仅是这个链表中间的某一节点而已。

1.1. alloc_pages_pdat

==================== mm/numa.c 85 89 ====================
85  static struct page * alloc_pages_pgdat(pg_data_t *pgdat, int gfp_mask,
86      unsigned long order)
87  {
88      return __alloc_pages(pgdat->node_zonelists + gfp_mask, order);
89  }

能够看到。在每一个pgdat_t 节点上， 分配页面的时候， 都是调用了 __alloc_pages 函数。

2. UMA 中的 alloc_pages

==================== include/linux/mm.h 343 352 ====================
343  #ifndef CONFIG_DISCONTIGMEM
344  static inline struct page * alloc_pages(int gfp_mask, unsigned long order)
83
345  {
346     /*
347     * Gets optimized away by the compiler.
348     */
349     if (order >= MAX_ORDER)
350         return NULL;
351     return __alloc_pages(contig_page_data.node_zonelists+(gfp_mask), order);
352  }

这个函数比較简单。 他仅仅有在 CONFIG_DISCONTIGMEM 未定义的时候才会编译， ie， 他处理UMA 均质连续时候的物理页面分配。

事实上。 个人感觉这两段代码， 逻辑上是统一的，因为之前也说过， UMA 能够看成是 NUMA 的一种特例情形，在UMA 中 pgdat_list 的长度缩小到 1。因而， 就不须要再去遍历 这个 pgdat_list 了， 或者说相当于 遍历过程仅仅运行了1 次。

3. __alloc_pages

这段代码有些长。 分段来看：

3.1 part 1

==================== mm/page_alloc.c 270 315 ====================
[alloc_pages()>__alloc_pages()]
270  /*
271   * This is the ‘heart‘ of the zoned buddy allocator:
272   */
273  struct page * __alloc_pages(zonelist_t *zonelist, unsigned long order)
274  {
275     zone_t **zone;
276     int direct_reclaim = 0;
277     unsigned int gfp_mask = zonelist->gfp_mask;
278     struct page * page;
279
280     /*
281     * Allocations put pressure on the VM subsystem.
282     */
283     memory_pressure++;
284
285     /*
286     * (If anyone calls gfp from interrupts nonatomically then it
287     * will sooner or later tripped up by a schedule().)
288     *
289     * We are falling back to lower-level zones if allocation
290     * in a higher zone fails.
291     */
292
293     /*
294     * Can we take pages directly from the inactive_clean
295     * list?
296     */
297     if (order == 0 && (gfp_mask & __GFP_WAIT) &&
298             !(current->flags & PF_MEMALLOC))
299         direct_reclaim = 1;
300
301     /*
302     * If we are about to get low on free pages and we also have
303     * an inactive page shortage, wake up kswapd.
304     */
305     if (inactive_shortage() > inactive_target / 2 && free_shortage())
306         wakeup_kswapd(0);
307     /*
308     * If we are about to get low on free pages and cleaning
309     * the inactive_dirty pages would fix the situation,
310     * wake up bdflush.
311     */
312     else if (free_shortage() && nr_inactive_dirty_pages > free_shortage()
313             && nr_inactive_dirty_pages >= freepages.high)
314         wakeup_bdflush(0);
315

1. 我们的第一个參数 zonelist 指向一个代表着一个详细分配策略的zonelist_t 的数据结构， order 和前面一样。 表征须要分配页面的大小。
2. gfp_mask 表征的是详细分配策略中用于控制目的的标志位。
3. 假设要求分配单页 (order = 0), 而且是等待分配完毕(__GFP_WAIT), 同一时候， 不是内存分配者(PF_MEMALLOC), 就把 局部量 direct_reclaim 设置为 1。表示， 我们能够从相应的页面管理区中的 不活跃干净页面 的缓冲队列中进行回收。 上一章中讲到， 这样的页面的内容已经写入到了交换设备中， 仅仅是还是保留着页面的内容而已。

   因为这些页面不一定是连续的， 所以， 仅仅有须要单页的时候， 才从这里回收分配。

4. 当内存页面短缺的时候， 会唤醒kswapd 和 bdflush 两个内核线程。 获取很多其它的内存页面。 进行分配。

3.2 part 2

==================== mm/page_alloc.c 316 340 ====================
[alloc_pages()>__alloc_pages()]
316  try_again:
317     /*
318     * First, see if we have any zones with lots of free memory.
319     *
320     * We allocate free memory first because it doesn‘t contain
321     * any data ... DUH!
322     */
323     zone = zonelist->zones;
324     for (;;) {
325         zone_t *z = *(zone++);
326         if (!z)
327             break;
328         if (!z->size)
329             BUG();
330
331         if (z->free_pages >= z->pages_low) {
332             page = rmqueue(z, order);
333         if (page)
334             return page;
335         } else if (z->free_pages < z->pages_min &&
336             waitqueue_active(&kreclaimd_wait)) {
337             wake_up_interruptible(&kreclaimd_wait);
338         }
339     }
340

上面一段代码。 会对我们所设定的分配策略数组 zone[] 中的每一个管理区 zone 进行遍历，假设发现 管理区中 空暇页面的数量， 高于设定的管理区中最少须要保留的页面的数量 pages_low的时候。 就调用 requeue 试图分配页面。

否则要是发现空暇页面， 比设定的最小的页面数量 pages_min 还少,而且， kreclaimd 处于睡眠状态， 就唤醒他， 让他回收一些页面备用。

3.2.1 rmqueue

==================== mm/page_alloc.c 172 211 ====================
[alloc_pages()>__alloc_pages()>rmqueue()]
172  static struct page * rmqueue(zone_t *zone, unsigned long order)
173  {
174     free_area_t * area = zone->free_area + order;
175     unsigned long curr_order = order;
176     struct list_head *head, *curr;
177     unsigned long flags;
178     struct page *page;
179
180     spin_lock_irqsave(&zone->lock, flags);
181     do {
182         head = &area->free_list;
183         curr = memlist_next(head);
184
185         if (curr != head) {
186             unsigned int index;
187
188             page = memlist_entry(curr, struct page, list);
189             if (BAD_RANGE(zone,page))
190                 BUG();
191             memlist_del(curr);
192             index = (page - mem_map) - zone->offset;
193             MARK_USED(index, curr_order, area);
194             zone->free_pages -= 1 << order;
195
196             page = expand(zone, page, index, order, curr_order, area);
197             spin_unlock_irqrestore(&zone->lock, flags);
198
199             set_page_count(page, 1);
200             if (BAD_RANGE(zone,page))
201                 BUG();
202             DEBUG_ADD_PAGE
203             return page;
204         }
205         curr_order++;
206         area++;
207     } while (curr_order < MAX_ORDER);
208     spin_unlock_irqrestore(&zone->lock, flags);
209
210     return NULL;
211  }

1. 这个函数试图从一个页面管理区中分配若干连续的内存页面。

2. 因为代表物理页面的page 数据结构， 是通过双向链表的形式连接在管理区的某个空暇队列中的， 分配页面。 就是将他们从队列中摘除的过程。 大概这就是这个函数命名为 rmqueue 的原因吧。
3. zone 管理区中的free_area 是个结构数组。
   
4. 通过 zone->free_area + order 能够找到free_area 所管理的 2order大小的页面块的链表的入口。

5. 我们通过 memlist_next 获取第一个页面上 list_head 结构的地址， 然后通过调用 memlist_entry （在chap 1中 C 语言部分 有介绍）获取list_head 所在页面 page 的地址信息。

   并将该段页面空间 使用 memlist_del 进行移出free_area 所管理的队列。

6. index 表示分配的页面在 zone 中的位置
7. 假设一个 order 所相应的页面块队列中没有能够分配的页面块。 就移动到下一个更大的order + 1 所相应的页面块队列中尝试分配。假设。 在更大的页面块中成功分配了页面， 就调用expand 将剩余的页面空间分解成小的块连入到相应的队列中。

3.2.2 expand

==================== mm/page_alloc.c 150 169 ====================
[alloc_pages()>__alloc_pages()>rmqueue()>expand()]
150  static inline struct page * expand (zone_t *zone, struct page *page,
151  unsigned long index, int low, int high, free_area_t * area)
152  {
153     unsigned long size = 1 << high;
154
155     while (high > low) {
156         if (BAD_RANGE(zone,page))
157             BUG();
158         area--;
159         high--;
160         size >>= 1;
161         memlist_add_head(&(page)->list, &(area)->free_list);
162         MARK_USED(index, high, area);
163         index += size;
164         page += size;
165     }
166     if (BAD_RANGE(zone,page))
167         BUG();
168     return page;
169  }

1. 调用參数中的low 表征须要的页面块的大小。 high 表示 实际满足要求的物理块的大小。
2. 当 high > low 的时候， 将2high?1的区块， 连入到high - 1 相应的free_list 中去。 利用 memlist_add_head; 同一时候设置位图， 直到全部处理完毕。

3.3 part 3

从part2 部分的代码中。 我们知道。 我们如今当前管理区zone 的free_list 中进行分配， (遍历该区域全部不同大小的页面块)， 假设还是失败的话。 就进入到下一个zone 进行分配。假设分配成功， page 结构中的引用计数通过 set_page_count 被设置为 1。 可是，假设没有分配成功呢？

这时候， 我们须要加大分配的力度：
1. 减少对 zone 管理区中 保持 page_low 的要求
2. 将缓冲在管理区中的 不活跃干净页面。 也增加考虑分配的范围。

==================== mm/page_alloc.c 341 364 ====================
[alloc_pages()>__alloc_pages()]
341     /*
342      * Try to allocate a page from a zone with a HIGH
343      * amount of free + inactive_clean pages.
344      *
345      * If there is a lot of activity, inactive_target
346      * will be high and we‘ll have a good chance of
347      * finding a page using the HIGH limit.
348      */
349     page = __alloc_pages_limit(zonelist, order, PAGES_HIGH, direct_reclaim);
350     if (page)
351         return page;
352
353     /*
354     * Then try to allocate a page from a zone with more
355     * than zone->pages_low free + inactive_clean pages.
356     *
357     * When the working set is very large and VM activity
358     * is low, we‘re most likely to have our allocation
359     * succeed here.
360     */
361     page = __alloc_pages_limit(zonelist, order, PAGES_LOW, direct_reclaim);
362     if (page)
363         return page;
364

先后使用 pages_high 和 pages_low 来尝试分配。

3.3.1 __alloc_pages_limit

==================== mm/page_alloc.c 213 267 ====================
[alloc_pages()>__alloc_pages()>__alloc_pages_limit()]
213  #define PAGES_MIN  0
214  #define PAGES_LOW  1
215  #define PAGES_HIGH 2
88
216
217  /*
218   * This function does the dirty work for __alloc_pages
219   * and is separated out to keep the code size smaller.
220   * (suggested by Davem at 1:30 AM, typed by Rik at 6 AM)
221   */
222  static struct page * __alloc_pages_limit(zonelist_t *zonelist,
223         unsigned long order, int limit, int direct_reclaim)
224  {
225     zone_t **zone = zonelist->zones;
226
227     for (;;) {
228         zone_t *z = *(zone++);
229         unsigned long water_mark;
230
231     if (!z)
232         break;
233     if (!z->size)
234         BUG();
235
236     /*
237     * We allocate if the number of free + inactive_clean
238     * pages is above the watermark.
239     */
240     switch (limit) {
241         default:
242         case PAGES_MIN:
243             water_mark = z->pages_min;
244             break;
245         case PAGES_LOW:
246             water_mark = z->pages_low;
247             break;
248         case PAGES_HIGH:
249             water_mark = z->pages_high;
250     }
251
252     if (z->free_pages + z->inactive_clean_pages > water_mark) {
253         struct page *page = NULL;
254         /* If possible, reclaim a page directly. */
255         if (direct_reclaim && z->free_pages < z->pages_min + 8)
256             page = reclaim_page(z);
257         /* If that fails, fall back to rmqueue. */
258         if (!page)
259             page = rmqueue(z, order);
260         if (page)
261             return page;
262     }
263 }
264
265 /* Found nothing. */
266 return NULL;
267 }

1. 在这里放宽了对分配时候要求zone 管理区保留的页面的限制， 如今仅仅要求 空暇区页面数量 加上 所管理的不活跃干净页面的数量 能够达到分配要求的 water_mark 就能够再次尝试分配了。
2. 这里， 我们先前设置的direct_reclaim 局部变量就能够起作用了。 他使得我们在空暇页面与要求的zone 的page_min 差距小于 8 的时候， 能够直接 使用reclaim_page 从inactive_clean_list 中回收页面。
3. 假设没有找到相应的page。 就再对这个zone 进行尝试分配。 不行转下一个zone （尽管这个操作， 我们之前已经做过了。 只是万一呢？）

3.4 part 4

假设上述操作。 还是不成功的话。 就表明zone 中的页面已经是严重短缺了。

==================== mm/page_alloc.c 365 399 ====================
[alloc_pages()>__alloc_pages()]
365     /*
366     * OK, none of the zones on our zonelist has lots
367     * of pages free.
368     *
369     * We wake up kswapd, in the hope that kswapd will
370     * resolve this situation before memory gets tight.
371     *
372     * We also yield the CPU, because that:
373     * - gives kswapd a chance to do something
374     * - slows down allocations, in particular the
375     *   allocations from the fast allocator that‘s
376     *   causing the problems ...
377     * - ... which minimises the impact the "bad guys"
378     *   have on the rest of the system
379     * - if we don‘t have __GFP_IO set, kswapd may be
380     *   able to free some memory we can‘t free ourselves
381     */
382     wakeup_kswapd(0);
383     if (gfp_mask & __GFP_WAIT) {
384         __set_current_state(TASK_RUNNING);
385         current->policy |= SCHED_YIELD;
386         schedule();
387     }
388
389     /*
390     * After waking up kswapd, we try to allocate a page
391     * from any zone which isn‘t critical yet.
392     *
393     * Kswapd should, in most situations, bring the situation
394     * back to normal in no time.
395     */
396     page = __alloc_pages_limit(zonelist, order, PAGES_MIN, direct_reclaim);
397     if (page)
398         return page;
399

1. 我们唤醒内核线程kswapd。 让他设法在换出一些页面出来。
2. 假设是一定要等待到分配的页面的话， 就让系统进行调度。 schedule， 为kswapd 让路。
3. 然后再次尝试分配。

3.5 part 5

==================== mm/page_alloc.c 400 477 ====================
[alloc_pages()>__alloc_pages()]
400     /*
401     * Damn, we didn‘t succeed.
402     *
403     * This can be due to 2 reasons:
404     * - we‘re doing a higher-order allocation
405     *   --> move pages to the free list until we succeed
406     * - we‘re /really/ tight on memory
407     *   --> wait on the kswapd waitqueue until memory is freed
408     */
409     if (!(current->flags & PF_MEMALLOC)) {
410         /*
411         * Are we dealing with a higher order allocation?

412         *
413         * Move pages from the inactive_clean to the free list
414         * in the hope of creating a large, physically contiguous
415         * piece of free memory.
416         */
417         if (order > 0 && (gfp_mask & __GFP_WAIT)) {
418             zone = zonelist->zones;
419             /* First, clean some dirty pages. */
420             current->flags |= PF_MEMALLOC;
421             page_launder(gfp_mask, 1);
422             current->flags &= ~PF_MEMALLOC;
423             for (;;) {
424                 zone_t *z = *(zone++);
425                 if (!z)
426                     break;
427                 if (!z->size)
428                     continue;
429                 while (z->inactive_clean_pages) {
430                     struct page * page;
431                     /* Move one page to the free list. */
432                     page = reclaim_page(z);
433                     if (!page)
434                         break;
435                     __free_page(page);
436                     /* Try if the allocation succeeds. */
437                     page = rmqueue(z, order);
438                     if (page)
439                         return page;
440                 }
441             }
442         }
443         /*
444         * When we arrive here, we are really tight on memory.
445         *
446         * We wake up kswapd and sleep until kswapd wakes us
447         * up again. After that we loop back to the start.
448         *
449         * We have to do this because something else might eat
450         * the memory kswapd frees for us and we need to be
451         * reliable. Note that we don‘t loop back for higher
452         * order allocations since it is possible that kswapd
453         * simply cannot free a large enough contiguous area
454         * of memory *ever*.
455         */
456         if ((gfp_mask & (__GFP_WAIT|__GFP_IO)) == (__GFP_WAIT|__GFP_IO)) {
457             wakeup_kswapd(1);
458             memory_pressure++;
459             if (!order)
460                 goto try_again;
461             /*
462             * If __GFP_IO isn‘t set, we can‘t wait on kswapd because
463             * kswapd just might need some IO locks /we/ are holding ...
464             *
465             * SUBTLE: The scheduling point above makes sure that
466             * kswapd does get the chance to free memory we can‘t
467             * free ourselves...
468             */
469         } else if (gfp_mask & __GFP_WAIT) {
470             try_to_free_pages(gfp_mask);
471             memory_pressure++;
472             if (!order)
473                 goto try_again;
474         }
475
476  }
477

1. 这是非内存分配者来进一步尝试分配页面的情形
2. 这里採用的方式是， 尝试将不活跃脏页面中的内容写入交换区。 将他变为不活跃干净页面， 參与页面分配。
3. 假设回收之后。 还是不行， 两种途径： 要么唤醒 kswapd 。自己休眠等待。 在kswapd完毕一轮操作之后， 在让他唤醒自己， 假设要求分配单个页面的话， 就又一次运行try_again 部分。

   或者调用 try_to_free_pages 获取一部分由脏页面转化过来的干净页面进行分配。

4. 为什么这里仅仅有当要求单个页面。 才又一次运行try_again 部分呢？个人的理解： 将脏页面转化成干净页面后， 不能保证页面的连续性， 所以仅仅能处理单个页面的情形。

   我们觉得系统中管理的页面块大小是不一样的

3.6 part 6

我们前面的分配过程， 都是留了一点后路的。 每一个zone 规定保留的水位 还是要高于 pages_min 的。

这次我们决定榨干他。

==================== mm/page_alloc.c 478 521 ====================
[alloc_pages()>__alloc_pages()]
478     /*
479     * Final phase: allocate anything we can!
480     *
481     * Higher order allocations, GFP_ATOMIC allocations and
482     * recursive allocations (PF_MEMALLOC) end up here.
483     *
484     * Only recursive allocations can use the very last pages
485     * in the system, otherwise it would be just too easy to
486     * deadlock the system...
487     */
488     zone = zonelist->zones;
489     for (;;) {
490         zone_t *z = *(zone++);
491         struct page * page = NULL;
492         if (!z)
493             break;
494         if (!z->size)
495             BUG();
496
497         /*
498         * SUBTLE: direct_reclaim is only possible if the task
499         * becomes PF_MEMALLOC while looping above. This will
500         * happen when the OOM killer selects this task for
501         * instant execution...
502         */
503         if (direct_reclaim) {
504             page = reclaim_page(z);
505             if (page)
506                 return page;
507         }
508
509         /* XXX: is pages_min/4 a good amount to reserve for this? */
510         if (z->free_pages < z->pages_min / 4 &&
511             !(current->flags & PF_MEMALLOC))
512             continue;
513         page = rmqueue(z, order);
514         if (page)
515             return page;
516     }
517
518     /* No luck.. */
519     printk(KERN_ERR "__alloc_pages: %lu-order allocation failed.\n", order);
520     return NULL;
521  }

1. 这里做的事情就是直接进入到zone 中进行分配， 不在考虑 zone 的水位保持的问题了。
2. 假设这个操作也失败了， 那就没办法了。

4. 基本的分配流程小结

1. 在每一个存储节点上 pgdat_t 上尝试分配
   
   1. 依据分配策略 zonelist 在每一个管理区zone 上尝试分配 （__alloc_pages）
      
      1. 在zone 管理区 的free_area 区域尝试直接分配
      2. 在zone管理区 尝试利用 free_area 和 inactive_clean_list 尝试分配， 并减少对水位的要求
      3. 利用kswapd 交换出一些页面来尝试分配
      4. 将inactive_dirty_list 数据写入交换区。 再尝试分配
      5. 利用kswapd 释放些页面出来， 尝试分配单个页面
      6. 假设上面都不行， 不考虑水位要求。 直接在zone 上尝试分配