《深入理解LINUX内存管理》学习笔记.docx
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《深入理解LINUX内存管理》学习笔记
引子
为什么要写这个笔记：
1，这本书的中文版翻译了太垃圾，没法阅读。
阅读英文原版，可以很好的理解作者的思路。
作此笔记备忘
2，一直以来学习LINUXkernel的知识缺乏系统化，借对这本书的学习，系统化的学习一下LINUXkernel。
3，自己一直在做一个toosmall，toosimple的单进程，特权模式，64bit保护模式的称不上OS的ＯＳ，已经做完了bootloader,构思kernel的实现的时候，困惑在内存管理的实现上，阅读这本书，希望能有利于自己的OS的编写。
4，克服惰性，多读书，希望一天能阅读5页，争取半年内阅读完这本原版700多页的巨著。
不足：
我不可能完全理解LINUX内存管理的精髓，肯定有很多地方理解错误。
希望大家能够指正，以便提高，谢谢。
学习方法：
可能您第一次阅读的时候很多地方都不理解，不用担心。
那您可能需要阅读一些文件系统的知识。
或者阅读全部笔记后，再回头阅读，有些地方您就理解了。
言归正传：
一、概要
可用工具
CodeViz:
生成代码调用关系图的工具，这个工具我现在还没有去使用，有兴趣的可以自己试试去建立调用关系图。
http:
//www.csn.ul.ie/~mel/projects/codeviz/
Linuxcrossreference（LXR）:
以web的方式阅读和查找LINUX内核源代码的工具。
这个工具安装相当麻烦，我建议直接到它的官方网站直接读代码。
http:
//lxr.linux.no/linux+v2.6.24/
模块
LINUX内存管理代码模块主要分为4个部分：
1.Outofmemory代码在mm/oom_kill.c貌似用于杀进程的时候对内存的操作
2.虚拟内存的分配代码在mm/vmalloc.c
3.物理内存页面分配代码在mm/page_alloc.cVMA（virtualmemoryaddresses）的创建和进程内的内存区域的管理
4.这些模块，贯穿与其他kernel代码之中，形成更复杂的系统模块，如页面替换策略，buffer的输入输出等
二、物理内存
从硬件角度看内存系统，有2种主流的体系结构，不一致的内存访问系统（NUMA），我不知道什么系统在用这样模式，这种系统将内存系统分割成2块区域（BANK），一块是专门给CPU去访问，一块是给外围设备板卡的DMA去访问。
另外一种体系结构，是一致的内存访问系统（UMA），PC都是用的这种结构，这种结构的对于CPU和其他外围设备访问的内存在一块内存条上，没有任何不同。
LINUX内核需要支持这2种体系结构。
它引入了一个概念称为node，一个node对应一个bank，对于UMA体系的，系统中只有一个node。
在LINUX中引入一个数据结构“structpglist_data”,来描述一个node，定义在include/linux/mmzone.h文件中。
（这个结构被typedefpg_data_t）
对于NUMA系统来讲，整个系统的内存由一个node_data的pg_data_t指针数组来管理。
（因为可能有多个node）对于PC这样的UMA系统，使用structpglist_datacontig_page_data，作为系统唯一的node管理所有的内存区域。
（UMA系统中中只有一个node）
每个node又被分成多个zone，它们各自描述在内存中的范围。
zone由structzone_struct数据结构来描述。
zone的类型由zone_t表示，有ZONE_DMA,ZONE_NORMAL,ZONE_HIGHMEM这三种类型。
它们之间的用途是不一样的，ZONE_DMA类型的内存区域在物理内存的低端，主要是ISA设备只能用低端的地址做DMA操作。
ZONE_NORMAL类型的内存区域直接被内核映射到线性地址空间上面的区域（lineaddressspace），以后的章节将详细描述。
ZONE_HIGHMEM将保留给系统使用。
在PC系统中，内存区域类型如下分布：
ZONE_DMA 0-16MB
ZONE_NORMAL 16MB-896MB
ZONE_HIGHMEM896MB-物理内存结束
大多数kernel的操作只使用ZONE_NORMAL区域，
系统内存由很多固定大小的内存块组成的，这样的内存块称作为“页”（PAGE），x86体系结构中，page的大小为4096个字节。
每个物理的页由一个structpage的数据结构对象来描述。
页的数据结构对象都保存在mem_map全局数组中。
从载入内核的低地址内存区域的后面内存区域，也就是ZONE_NORMAL开始的地方的内存的页的数据结构对象，都保存在这个全局数组中。
因为ZONE_NORMAL区域的内存空间也是有限的，所以LINUX也支持Highmemory的访问，这个下面章节会描述，这个章节，将主要描述node，zone，page及它们之间的关联。
Nodes
表示node的数据结构为pg_data_t,也就是structpglist_data,这个结构定义在中：
typedefstructpglist_data{
structzonenode_zones[MAX_NR_ZONES];
structzonelistnode_zonelists[MAX_ZONELISTS];
intnr_zones;
structpage*node_mem_map;
structbootmem_data*bdata;
unsignedlongnode_start_pfn;
unsignedlongnode_present_pages;/*totalnumberofphysicalpages*/
unsignedlongnode_spanned_pages;/*totalsizeofphysicalpage
range,includingholes*/
intnode_id;
wait_queue_head_tkswapd_wait;
structtask_struct*kswapd;
intkswapd_max_order;
}pg_data_t;
node_zones:
分别为ZONE_DMA,ZONE_NORMAL,ZONE_HIGHMEM
node_zonelists:
分配内存操作时的区域顺序，当调用free_area_init_core（）时，由mm/page_alloc.c文件中的build_zonelists（）函数设置。
nr_zones:
node中的zone的数量，1到3个之间。
并不是所有的node都有3个zone的，比如有些就没有ZONE_DMA区域。
node_mem_map:
node中的第一个page，它可以指向mem_map中的任何一个page。
bdata:
这个仅用于boot的内存分配，下面再描述
node_start_pfn:
pfn是pageframenumber的缩写。
这个成员是用于表示node中的开始那个page在物理内存中的位置的。
2.4以前的版本，用物理地址来表示的，后来由于硬件的发展，物理内存很可能大于32bit所表示
4G的内存地址，所以改为以页为单位表示。
node_present_pages:
node中的真正可以使用的page数量
node_spanned_pages:
node中所有存在的Page的数量，包括可用的，也包括被后面讲到的mem_map所占用的，dma所占用的区域的。
（做了修正）
英文原版是这么描述的：
"nodespannedpages"isthetotalareathatisaddressedbythenode,including
anyholesthatmayexist.可能是包括hold的node可以访问的区域的数量吧。
node_id:
node的NODEID，从0开始
kswapd_wait:
node的等待队列
对于单一node的系统，contig_page_data是系统唯一的node数据结构对象。
Zone
每个zone都由一个structzone数据结构对象描述。
zone对象里面保存着内存使用状态信息，如page使用统计，未使用的内存区域，互斥访问的锁（LOCKS）等。
structzone在中定义（把不关心的NUMA和memoryhotplug相关的成员给省略掉了）：
structzone{
unsignedlong free_pages;
unsignedlong pages_min,pages_low,pages_high;
unsignedlong lowmem_reserve[MAX_NR_ZONES];
structper_cpu_pageset pageset[NR_CPUS];
spinlock_t lock;
structfree_area free_area[MAX_ORDER];
ZONE_PADDING（_pad1_） //用于字节对齐
spinlock_t lru_lock;
structlist_head active_list;
structlist_head inactive_list;
unsignedlong nr_scan_active;
unsignedlong nr_scan_inactive;
unsignedlong nr_active;
unsignedlong nr_inactive;
unsignedlong pages_scanned;
int all_unreclaimable;
atomic_t reclaim_in_progress;
atomic_long_t vm_stat[NR_VM_ZONE_STAT_ITEMS];
intprev_priority;
ZONE_PADDING（_pad2_） //用于字节对齐
wait_queue_head_t *wait_table;
unsignedlong wait_table_hash_nr_entries;
unsignedlong wait_table_bits;
structpglist_data *zone_pgdat;
unsignedlong zone_start_pfn;
unsignedlong spanned_pages;
unsignedlong present_pages;
constchar *name;
}____cacheline_internodealigned_in_smp;
free_pages：
未分配使用的page的数量。
pages_min,pages_lowandpages_high：
zone对page管理调度的一些参数，下面章节将讲到。
lowmem_reserve[MAX_NR_ZONES]：
为了防止一些代码必须运行在低地址区域，所以事先保留一些低地址区域的内存。
pageset[NR_CPUS]：
page管理的数据结构对象，内部有一个page的列表（list）来管理。
每个CPU维护一个pagelist，避免自旋锁的冲突。
这个数组的大小和NR_CPUS（CPU的数量）有关，这个值是编译的时候确定的。
lock:
对zone并发访问的保护的自旋锁
free_area：
页面使用状态的信息，以每个bit标识对应的page是否可以分配
lru_lock:
LRU（最近最少使用算法）的自旋锁
reclaim_in_progress:
回收操作的原子锁
active_list:
活跃的page的list
inactive_list:
不活跃的page的list
refill_counter:
从活跃的pagelist中移除的page的数量
nr_active:
活跃的page的数量
nr_inactive:
不活跃的page的数量
pressure：
检查回收page的指标
all_unreclaimable:
如果检测2次还是不能回收zone的page的话，则设置为1
pages_scanned:
上次回收page后，扫描过的page的数量。
wait_table：
等待一个page释放的等待队列哈希表。
它会被wait_on_page（）,unlock_page（）函数使用.用哈希表，而不用一个等待队列的原因，防止进程长期等待资源。
wait_table_hash_nr_entries:
哈希表中的等待队列的数量
zone_pgdat:
指向这个zone所在的pglist_data对象。
zone_start_pfn：
和node_start_pfn的含义一样。
这个成员是用于表示zone中的开始那个page在物理内存中的位置的
present_pages,spanned_pages:
和node中的类似的成员含义一样。
zone:
zone的名字，字符串表示：
"DMA","Normal"和"HighMem"
ZONE_PADDING：
由于自旋锁频繁的被使用，因此为了性能上的考虑，将某些成员对齐到cacheline中，有助于提高执行的性能。
使用这个宏，可以确定zone->lock,zone->lru_lock,zone->pageset这些成员使用不同的cacheline.
Zone的管理调度的一些参数：
（Zonewatermarks）,
英文直译为zone的水平，打个比喻，就像一个水库，水存量很小的时候加大进水量，水存量达到一个标准的时候，减小进水量，当快要满的时候，可能就关闭了进水口。
pages_min,pages_lowandpages_high就类似与这个标准。
当系统中可用内存很少的时候，系统代码kswapd被唤醒，开始回收释放page。
pages_min,pages_lowandpages_high这些参数影响着这个代码的行为。
每个zone有三个水平标准：
pages_min,pages_lowandpages_high，帮助确定zone中内存分配使用的压力状态。
kswapd和这3个参数的互动关系如下图：
page_min中所表示的page的数量值，是在内存初始化的过程中调用free_area_init_core（）中计算的。
这个数值是根据zone中的page的数量除以一个>1的系数来确定的。
通常是这样初始化的ZoneSizeInPages/128。
page_low:
当空闲页面的数量达到page_low所标定的数量的时候，kswapd线程将被唤醒，并开始释放回收页面。
这个值默认是page_min的2倍。
page_min:
当空闲页面的数量达到page_min所标定的数量的时候,分配页面的动作和kswapd线程同步运行
page_high:
当空闲页面的数量达到page_high所标定的数量的时候,kswapd线程将重新休眠，通常这个数值是page_min的3倍。
zone的大小的计算
setup_memory（）函数计算每个zone的大小：
PFN是物理内存以Page为单位的偏移量。
系统可用的第一个PFN是min_low_pfn变量，开始与_end标号的后面，也就是kernel结束的地方。
在文件mm/bootmem.c中对这个变量作初始化。
系统可用的最后一个PFN是max_pfn变量，这个变量的初始化完全依赖与硬件的体系结构。
x86的系统中，find_max_pfn（）函数通过读取e820表获得最高的pageframe的数值。
同样在文件mm/bootmem.c中对这个变量作初始化。
e820表是由BIOS创建的。
x86中，max_low_pfn变量是由find_max_low_pfn（）函数计算并且初始化的，它被初始化成ZONE_NORMAL的最后一个page的位置。
这个位置是kernel直接访问的物理内存，也是关系到kernel/userspace通过“PAGE_OFFSET宏”把线性地址内存空间分开的内存地址位置。
（原文：
Thisisthephysicalmemorydirectlyaccessible
bythekernelandisrelatedtothekernel/userspacesplitinthelinearaddressspace
markedbyPAGEOFFSET.）我理解为这段地址kernel可以直接访问，可以通过PAGE_OFFSET宏直接将kernel所用的虚拟地址转换成物理地址的区段。
在文件mm/bootmem.c中对这个变量作初始化。
在内存比较小的系统中max_pfn和max_low_pfn的值相同。
min_low_pfn,max_pfn和max_low_pfn这3个值，也要用于对高端内存（highmemory）的起止位置的计算。
在arch/i386/mm/init.c文件中会对类似的highstart_pfn和highend_pfn变量作初始化。
这些变量用于对高端内存页面的分配。
后面将描述。
Zone等待队列表（zonewaitqueuetable）
当对一个page做I/O操作的时候，I/O操作需要被锁住，防止不正确的数据被访问。
进程在访问page前，调用wait_on_page（）函数，使进程加入一个等待队列。
访问完成后，UnlockPage（）函数解锁其他进程对page的访问。
其他正在等待队列中的进程被唤醒。
每个page都可以有一个等待队列，但是太多的分离的等待队列使得花费太多的内存访问周期。
替代的解决方法，就是将所有的队列放在structzone数据结构中。
也可以有一种可能，就是structzone中只有一个队列，但是这就意味着，当一个pageunlock的时候，访问这个zone里内存page的所有休眠的进程将都被唤醒，这样就会出现拥堵（thunderingherd）的问题。
建立一个哈希表管理多个等待队列，能解决这个问题，zone->wait_table就是这个哈希表。
哈希表的方法可能还是会造成一些进程不必要的唤醒。
但是这种事情发生的机率不是很频繁的。
下面这个图就是进程及等待队列的运行关系：
等待队列的哈希表的分配和建立在free_area_init_core（）函数中进行。
哈希表的表项的数量在wait_table_size（）函数中计算，并且保持在zone->wait_table_size成员中。
最大4096个等待队列。
最小是NoPages/PAGES_PER_WAITQUEUE的2次方，NoPages是zone管理的page的数量，PAGES_PER_WAITQUEUE被定义256。
（原文：
Forsmallertables,thesizeofthetable
istheminimumpowerof2requiredtostoreNoPages/PAGESPERWAITQUEUE
numberofqueues,whereNoPagesisthenumberofpagesinthezoneand
PAGEPERWAITQUEUEisdefinedtobe256.）
下面这个公式可以用于计算这个值：
zone->wait_table_bits用于计算：
根据page地址得到需要使用的等待队列在哈希表中的索引的算法因子。
page_waitqueue（）函数负责返回zone中page所对应等待队列。
它用一个基于structpage虚拟地址的简单的乘法哈希算法来确定等待队列的。
page_waitqueue（）函数用GOLDEN_RATIO_PRIME的地址和“右移zone→wait_table_bits一个索引值”的一个乘积来确定等待队列在哈希表中的索引的。
Zone的初始化
在kernelpagetable通过paging_init（）函数完全建立起z来以后，zone被初始化。
下面章节将描述这个。
当然不同的体系结构这个过程肯定也是不一样的，但它们的目的却是相同的：
确定什么参数需要传递给free_area_init（）函数（对于UMA体系结构）或者free_area_init_node（）函数（对于NUMA体系结构）。
这里省略掉NUMA体系结构的说明。
free_area_init（）函数的参数：
unsignedlong*zones_sizes:
系统中每个zone所管理的page的数量的数组。
这个时候，还没能确定zone中那些page是可以分配使用的（free）。
这个信息知道bootmemoryallocator完成之前还无法知道。
初始化mem_map
mem_map是一个structpage的数组，管理着系统中所有的物理内存页面。
在系统启动的过程中，创建和分配mem_map的内存区域。
UMA体系结构中，free_area_init（）函数在系统唯一的structnode对象contig_page_data中node_mem_map成员赋值给全局的mem_map变量。
调用的关系图：
主要的核心函数free_area_init_core（）,为node的初始化过程分配本地的lmem_map（node->node_mem_map）。
数组的内存在bootmemory分配的alloc_bootmem_node（）函数分配.在UMA体系结构中，这个新分配的lmem_map成为全局的mem_map.对于NUMA体系，lmem_map赋值给每一个node的node_mem_map成员，而这个情况下mem_map就被简单的赋值为PAGE_OFFSET（有兴趣理解NUMA体系结构的可以阅读英文原版，了解更多信息）。
UMA体系中，node中的各个zone的zone_mem_map就指向mem_map中
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