内存管理浅谈

最新推荐文章于 2024-12-06 10:14:19 发布

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原文链接：http://www.cnblogs.com/muahao/p/7514221.html

REF

https://www.ibm.com/developerworks/cn/linux/l-cn-pagerecycle/index.html

http://www.cnblogs.com/visayafan/archive/2011/12/24/2300758.html

内存管理

本文简单介绍 Linux Kernel 怎么管理内存. 包含内核物理内存管理和用户空间内存管理两大部分.

1. Page Frame

Linux Kernel 以物理 Page (即 Page Frame) 为基本单位来进行物理内存管理. 而对不同的 Architecture, Page Frame 的大小也不一样, 不过一般的 32 位的 Architecture 的 Page Frame 大小为 4K Bytes. Kernel 用一个数据结构 struct page 来表示系统中的一个 Page Frame (下面只列出了 4 个重要的 fields):

struct page {
    unsigned long            flags;
    atomic_t                 _count;
    struct address_space     *mapping;
    struct list_head         lru;
};

4个重点字段:

flags: 标识物理页面的状态 (例如, 是否是脏页)

_count: 物理页面的引用计数, 一旦为 0, 说明这个页面没有被使用, 是 free 的

lru: 链表头. 多个Page Frames可以用链表组织起来, 例如, active 链表和 inactive 链表 (以后介绍页面回收的时候会详细介绍)

mapping 分两种情况:

如果物理页面被 Page Cache 使用, 并映射到一个文件, 那么 mapping 指向映射的文件的 inode 的 address_space 对象 (以后介绍 Page Cache 时会有更详细的介绍)

如果物理页面是一个匿名页, 那么 mapping 指向 anon_vma 对象, 而不是 address_space 对象 (关于匿名页, 以后会有详细介绍)

2. 进程地址空间

从每个用户空态进程的角度来看, 它能使用的内存是一个独享的平坦线性的 32位或 64位的虚拟地址空间 (一个大数组), 即进程地址空间 (Process Address Space).

而这个大的内存空间 (32位的话, 有 4G) 又可以被分成很多内存区域 (Memory Areas), 每个 Memory Area 是一个连续的地址空间, 而且各个 Memory Area 不会重叠.

对进程地址空间 (Process Address Space) 中的不同的 Memory Areas, 用户进程有不同的操作权限 (可读, 可写, 可执行). 例如, 一块区域是代码段, 那么, 用户进程对这块区域只有可读和可执行的权限.

Kernel 用一个数据结构来描述进程地址空间: struct mm_struct, 其中包含了进程地址空间的所有信息 (每个进程对应一个 task 结构, 其中有一个 mm field 指向这个进程对应的 mm_struct).

下面特别介绍 mm_struct 的 4 个关键 fields:

mmap: 本地址空间包含的所有的 Memory Areas 的集合. mmap 是一个链表, 当遍历所有 Memory Areas 时使用;
mm_rb: 和 mmap 字段一样, mm_rb 也是本地址空间所有 Memory Areas 的集合,不过不是链表, 而是一个红黑树, 用来快速查找某个 Memory Area;
pgd: 指向本进程Page Table 的指针 (Page Table 后面会详细讲)
mm_users: 有几个进程正在使用这个地址空间 (例如: 如果两个线程共享这个地址空间, 那么 mm_users 为 2)

3. VMA

在 Linux Kernel 中, 组成进程地址空间的 Memory Areas 被简称为 VMAs. VMA 的种类:

和文件相关的 VMA: 代码/库, 数据文件, 共享内存, 设备; 这些 VMA 的内容都是来至于文件的.
匿名 VMA: Stack, Heap, CoW pages; 这些 VMA 的内容都是用户程序管理的.
Linux Kernel 用 struct vm_area_struct 来描述 Memory Area. 每个 Memory Area 对应一个 vm_area_struct, 下面介绍 vm_area_struct 的关键 fields:

vm_mm: 指向 VMA 对应的 mm_struct;

vm_start: vma 的起始位置 (低位)

vm_end: vma 的结束位置 (高位). vm_end - vm_start就是这个 VMA 的 size.

一组函数指针; 这些函数实现了在这个 VMA 上的各种操作 (page fault, open, close ...)

下图展示了管理一个进程地址空间 (Process Address Space) 怎么管理和它相关的 VMAs.

4. Page Table

用户进程地址空间只是一个虚拟地址空间, 当进程在运行时, 操作系统必须把进程正在使用的虚拟地址和物理地址对应起来.

Linux 按页管理内存, 当用户进程要存取某个 Page, 但这个 Page 还没有存在在物理内存中, Linux 触发一次 Page Fault, 把这个 Page 和物理 Page Frame 对应起来.

Linux Kernel 利用 Page Table 来做虚拟地址到物理内存的地址映射 (每个进程都有自己的 Page Table).

Linux Kernel 使用 4 级页表: PGD->PUD -> PMD->PTE; 操作系统只要先做好设置, 一般来说, 硬件 (CPU) 会自动做虚拟地址到物理地址的映射 (MMU);

而且会利用 TLB 来加速映射 (映射缓存到 TLB).

一旦切换进程, 也要切换 Page Table, 同时可能也要刷新 TLB. 也就是说, 各个进程的页表是隔离的, 不会互相影响.

下图展示了利用页表把虚拟页映射到一个 Page Frame.

5. 反向 Mapping

上一节讲了了虚拟内存 Page 到物理内存 Page Frame 的映射.

而很多时候, 某个 Page Frame 可能会被多个 Page 映射 (例如一个共享库被多个进程共享); 这种物理页被多个虚拟页共享的机制可以节省内存.

但是同时也引入了新的问题:

如果这个物理页长时间没有被使用, 当系统内存紧张时, 可能会把这个物理页换出到外存. 此时也需要通知那些映射到这个物理页的进程修改页表.
那么怎么才能知道某个 Page Frame 被哪些 Pages 映射了呢?
这就需要引入一个反向映射 (反向 Mapping) 机制. Kernel 会利用一个数据结构来记录这个物理页被哪些 VMAs 使用.
反向 Mapping 这里只是先提一下. 以后介绍 Page Cache 时会介绍更多的细节.

地址空间

每个进程有个进程描述符task_struct，其中有mm域指向该进程的内存描述符mm_struct。
每个进程都拥有一个内存描述符，其中有PGD域，指向该进程地址空间的全局页目录；mmap域指向第一个内存区域描述符vm_area_strut1。
进程通过内存区域描述符vm_area_struct管理内存区域，每个内存区域描述符都有vm_start和vm_end域指向该内存区域的在虚拟内存中的起始位置；vm_mm域指向该进程的内存描述符；每个vm_area_struct都有一个anon_vma域指向该进程的anon_vma；
每个进程都有一个anon_vma，是用于链接所有vm_area_struct的头结点，通过vm_area_struct的anon_vma_node构成双循环链表。

最终形成了上图。

转载于:https://www.cnblogs.com/muahao/p/7514221.html