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Linux 3.x 内核学习札记——页面的周转

2013-10-22 
Linux 3.x 内核学习笔记——页面的周转页面周转本文以Linux-3.11.0为例。内核中所有物理内存都有其对应的page

Linux 3.x 内核学习笔记——页面的周转

页面周转

本文以Linux-3.11.0为例。

内核中所有物理内存都有其对应的page结构,这些page在整个系统的运行中,会处于下图的5个状态中。

Linux 3.x 内核学习札记——页面的周转

Freeze Page:并非所有内存都可以用于分配,有些内存被内核所保留使用,例如:内核映像本身所处的内存空间、一些硬件要求需要保留的地址区间、内核中一些固有的数据结构(如page结构本身)等。系统在初始化阶段将这些内存所对应的地址标识为reserve,在初始化完成时,并不会将这些reserve的地址对应的page结构释放入空闲页面管理区。因此这部分page始终处于Freeze Page状态,它们既不会被分配,也不会被释放。

流程1:在初始化完成时,将没有reserve的page结构通过__free_pages函数直接释放到空闲页面管理区中(通过free_all_bootmem触发)。这些页面就可以在系统运行过程中被分配、释放。

Hot Cold:为了便于单个页面的快速分配和释放,内核为每个cpu建立了一个冷热队列(Hot Cold List)。

Free Area:每个区间(Zone)对应一组(通常为11个)Free Area队列,每个队列用于管理大小为2^n的连续物理页面。

流程2:释放单个页面时,直接挂入冷热队列(__free_pages -> free_hot_cold_page)。

流程3:释放多个页面(2^n个页面,且n >= 1)时,挂入对应的Free Area队列(__free_pages -> __free_pages_ok)。同时如果满足页面合并的条件,还会将页面合并后挂入更高阶的Free Area队列。

流程4:页面挂入冷热队列后,如果发现队列中的页面数量超过一定的阀值,则将部分页面移到相应的Free Area队列中(free_pcppages_bulk)。

流程5:分配单个页面时,直接从冷热队列中获取(buffered_rmqueue)。

流程6:分配单个页面时,如果冷热队列中的页面不足,则从Free Area队列中再获取一些(buffered_rmqueue -> rmqueue_bulk)。

流程7:分配多个页面时,从某个Zone的Free Area队列中寻找满足条件的页面进行分配(buffered_rmqueue ->__rmqueue)。

Common Page:普通页面,这类页面使用周转很简单,就是一个简单的分配(流程10)、使用、释放(流程11)的过程。如vmalloc/kmalloc分配的页面属于这一类型。

Lru List:不同于普通页面,有些页面在使用时进行分配(流程8),而在系统内存紧张时将其内容交换到磁盘上,并将其page释放(流程9)以作它用。当需要再次使用这些内容时,再分配新的页面(流程8)并将内容从磁盘上读入。这样的页面包括:映射用户空间的页面、文件的读写缓冲页面等。上图中的Lru List是一个复合状态,其具体流程如下图。

 

Lru队列的页面周转

Linux 3.x 内核学习札记——页面的周转

Linux内核为每个Zone建立了5个Lru队列。用做盘区交换的页面,都挂入Active / Inactive Anon队列中;用于文件读写缓冲区的页面,都挂入Active / Inactive File队列中。这4个队列中的页面都是可被换出的,即可回收的(evictable)。与之相对应,还有一个队列是不可回收的(Unevictable),其内的页面不能换出。

需要注意,一个页面从Inactive Anon转到Unevictable队列后,当其再次变为evictable时,还是只能回到Inactive Anon队列,而不会进入Inactive File队列。File队列中的页面也是如此,上图中的状态变迁示意不要引起误解。

下面以盘区交换页面的周转为例,简要介绍一下Lru队列的页面周转流程。

用户空间的页面由缺页异常首次创建时,在do_anonymous_page中通过page_add_new_anon_rmap将其挂入Active Anon队列。

Linux内核为每个内存节点(node)创建了一个kswapd进程(在kswapd_init中实现),kswapd周期运行,其首先扫描node下的zone的Active Anon队列(shrink_active_list)。

shrink_active_list中将部分处于Active Anon队列中的页面移出,并将其对应的页面映射pte表项的ACCESS标志置0,然后再将其移到Inactive Anon队列中。

此后通过shrink_inactive_lists扫描Inactive Anon队列,并将其中部分页面移出,并尝试进行解除映射,这是在shrink_page_list中通过try_to_unmap进行的。

页面映射pte表项的ACCESS标志是由cpu硬件进行设置的,当cpu通过MMU访问过一个页面时,就会将其对应的pte表项的ACCESS标志置1。而在try_to_unmap的调用过程中,会检测这个标志,如果这个标志为0,就表明距上次置0以后cpu没有访问过这个页面,那么就说明可以将其解除映射,以备换出;如果这个标志为1,则try_to_unmap返回失败,并将该页面放回到Active Anon队列中。

对于成功解除映射的页面,若其内容为dirty,则通过pageout将其内容写到磁盘。

最后将该页面释放。

当该页面对应的地址再次被cpu访问时,由于页面不在内存,缺页异常处理流程会来到do_swap_page中,将新换入的页面挂入Inactive Anon队列(在swapin_readahead ->  read_swap_cache_async -> lru_cache_add_anon 中实现)。这次该页面虽然挂到了Inactive队列,但是由于cpu刚刚访问过相应页面,因此pte表项的ACCESS标志为1,其实是不会立即被换出的。

另外,Linux提供了系统调用mlock和mlockall用于将页面固定于内存中,不让其被换出。

当调用mlock / mlockall时,仅仅是将相应的vma->vm_flags加上一个VM_LOCKED标志(mlock_fixup中实现)。当kswapd在扫描某个页面试图将其换出时,如果发现相应的vma->vm_flags有VM_LOCKED标志,则会将其移入Unevictable队列,不让其换出。

当调用munlock或munlockall时,不仅要将相应的vma->vm_flags的VM_LOCKED标志清除,还要将其移入Inactive队列(munlock_vma_pages_range -> munlock_vma_page)。

 

1楼liminyu昨天 13:31
最近读代码的心得,欢迎大家批评指正^_^

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