免去繁琐的文件系统挂载过程,我们主要来看看当使用 mmap 系统调用把虚拟内存映射到 hugetlbfs 文件系统的文件时会发生什么事情。
在《一文读懂 HugePages的原理》一文中介绍了 HugePages(大内存页)的原理和使用,现在我们来分析一下 Linux 内核是怎么实现 HugePages 分配的。
本文使用 Linux 内核 2.6.23 版本
HugePages分配器初始化
在内核初始化时,会调用 hugetlb_init 函数对 HugePages 分配器进行初始化,其实现如下:static int __init hugetlb_init(void)
{
unsigned long i;
// 1. 初始化空闲大内存页链表 hugepage_freelists,
// 内核使用 hugepage_freelists 链表把空闲的大内存页连接起来,
// 为了分析简单,我们可以把 MAX_NUMNODES 当成 1
for (i = 0; i < MAX_NUMNODES; ++i)
INIT_LIST_HEAD(&hugepage_freelists[i]);
// 2. max_huge_pages 为系统能够使用的大页内存的数量,
// 由系统启动项 hugepages 指定,
// 这里主要申请大内存页, 并且保存到 hugepage_freelists 链表中.
for (i = 0; i < max_huge_pages; ++i) {
if (!alloc_fresh_huge_page())
break;
}
max_huge_pages = free_huge_pages = nr_huge_pages = i;
return 0;
} hugetlb_init 函数主要完成两个工作:
- 初始化空闲大内存页链表 hugepage_freelists,这个链表保存了系统中能够使用的大内存。
- 为系统申请空闲的大内存页,并且保存到 hugepage_freelists 链表中。
我们再来分析下 alloc_fresh_huge_page 函数是怎么申请大内存页的,其实现如下:static int alloc_fresh_huge_page(void)
{
static int prev_nid;
struct page *page;
int nid;
...
// 1. 申请一个大的物理内存页...
page = alloc_pages_node(nid, htlb_alloc_mask|__GFP_COMP|__GFP_NOWARN,
HUGETLB_PAGE_ORDER);
if (page) {
// 2. 设置释放大内存页的回调函数为 free_huge_page
set_compound_page_dtor(page, free_huge_page);
...
// 3. put_page 函数将会调用上面设置的 free_huge_page 函数把内存页放入到缓存队列中
put_page(page);
return 1;
}
return 0;
} 所以,alloc_fresh_huge_page 函数主要完成三个工作:
- 调用 alloc_pages_node 函数申请一个大内存页(2MB)。
- 设置大内存页的释放回调函数为 free_huge_page,当释放大内存页时,将会调用这个函数进行释放操作。
- 调用 put_page 函数释放大内存页,其将会调用 free_huge_page 函数进行相关操作。
那么,我们来看看 free_huge_page 函数是怎么释放大内存页的,其实现如下:static void free_huge_page(struct page *page)
{
...
enqueue_huge_page(page); // 把大内存页放置到空闲大内存页链表中
...
} free_huge_page 函数主要调用 enqueue_huge_page 函数把大内存页添加到空闲大内存页链表中,其实现如下:static void enqueue_huge_page(struct page *page)
{
int nid = page_to_nid(page); // 我们假设这里一定返回 0
// 把大内存页添加到空闲链表 hugepage_freelists 中
list_add(&page->lru, &hugepage_freelists[nid]);
// 增加计数器
free_huge_pages++;
free_huge_pages_node[nid]++;
} 从上面的实现可知,enqueue_huge_page 函数只是简单的把大内存页添加到空闲链表 hugepage_freelists 中,并且增加计数器。
假如我们设置了系统能够使用的大内存页为 100 个,那么空闲大内存页链表 hugepage_freelists 的结构如下图所示:
所以,HugePages 分配器初始化的调用链为:hugetlb_init()
|
+——> alloc_fresh_huge_page()
|
|——> alloc_pages_node()
|——> set_compound_page_dtor()
+——> put_page()
|
+——> free_huge_page()
|
+——> enqueue_huge_page() hugetlbfs 文件系统
为系统准备好空闲的大内存页后,现在来了解下怎样分配大内存页。在《一文读懂 HugePages的原理》一文中介绍过,要申请大内存页,必须使用 mmap 系统调用把虚拟内存映射到 hugetlbfs 文件系统中的文件中。
免去繁琐的文件系统挂载过程,我们主要来看看当使用 mmap 系统调用把虚拟内存映射到 hugetlbfs 文件系统的文件时会发生什么事情。
每个文件描述符对象都有个 mmap 的方法,此方法会在调用 mmap 函数映射到文件时被触发,我们来看看 hugetlbfs 文件的 mmap 方法所对应的真实函数,如下:const struct file_operations hugetlbfs_file_operations = {
.mmap = hugetlbfs_file_mmap,
.fsync = simple_sync_file,
.get_unmapped_area = hugetlb_get_unmapped_area,
}; 从上面的代码可以发现,hugetlbfs 文件的 mmap 方法被设置为 hugetlbfs_file_mmap 函数。所以当调用 mmap 函数映射 hugetlbfs 文件时,将会调用 hugetlbfs_file_mmap 函数来处理。
而 hugetlbfs_file_mmap 函数最主要的工作就是把虚拟内存分区对象的 vm_flags 字段添加 VM_HUGETLB 标志位,如下代码:static int
hugetlbfs_file_mmap(struct file *file, struct vm_area_struct *vma)
{
...
vma->vm_flags |= VM_HUGETLB | VM_RESERVED; // 为虚拟内存分区添加 VM_HUGETLB 标志位
...
return ret;
} 为虚拟内存分区对象设置 VM_HUGETLB 标志位的作用是:当对虚拟内存分区进行物理内存映射时,会进行特殊的处理,下面将会介绍。
虚拟内存与物理内存映射
使用 mmap 函数映射到 hugetlbfs 文件后,会返回一个虚拟内存地址。当对这个虚拟内存地址进行访问(读写)时,由于此虚拟内存地址还没有与物理内存地址进行映射,将会触发 缺页异常,内核会调用 do_page_fault 函数对 缺页异常 进行修复。
我们来看看整个流程,如下图所示:
所以,最终会调用 do_page_fault 函数对 缺页异常 进行修复操作,我们来看看 do_page_fault 做了什么工作,实现如下:asmlinkage void
__kprobes do_page_fault(struct pt_regs *regs, unsigned long error_code)
{
...
struct mm_struct *mm;
struct vm_area_struct *vma;
unsigned long address;
...
mm = tsk->mm; // 1. 获取当前进程对应的内存管理对象
address = read_cr2(); // 2. 获取触发缺页异常的虚拟内存地址
...
vma = find_vma(mm, address); // 3. 通过虚拟内存地址获取对应的虚拟内存分区对象
...
// 4. 调用 handle_mm_fault 函数对异常进行修复
fault = handle_mm_fault(mm, vma, address, write);
...
return;
} 上面代码对 do_page_fault 进行了精简,精简后主要完成4个工作:
- 获取当前进程对应的内存管理对象。
- 调用 read_cr2 获取触发缺页异常的虚拟内存地址。
- 通过触发 缺页异常 的虚拟内存地址获取对应的虚拟内存分区对象。
- 调用 handle_mm_fault 函数对 缺页异常 进行修复。
我们继续来看看 handle_mm_fault 函数的实现,代码如下:int handle_mm_fault(struct mm_struct *mm, struct vm_area_struct *vma,
unsigned long address, int write_access)
{
...
if (unlikely(is_vm_hugetlb_page(vma))) // 虚拟内存分区是否需要使用 HugePages
return hugetlb_fault(mm, vma, address, write_access); // 如果使用 HugePages, 就调用 hugetlb_fault 进行处理
...
} 对 handle_mm_fault 函数进行精简后,逻辑就非常清晰。如果虚拟内存分区使用 HugePages,那么就调用 hugetlb_fault 函数进行处理(由于我们分析使用 HugePages 的情况,所以刚好进入这个分支)。
hugetlb_fault 函数主要对进程的页表进行填充,所以我们先来回顾一下 HugePages 对应的页表结构,如下图:
从上图可以看出,使用 HugePages 后,页中间目录 直接指向物理内存页。所以,hugetlb_fault 函数主要就是对 页中间目录项 进行填充。实现如下:int hugetlb_fault(struct mm_struct *mm, struct vm_area_struct *vma,
unsigned long address, int write_access)
{
pte_t *ptep;
pte_t entry;
int ret;
ptep = huge_pte_alloc(mm, address); // 1. 找到虚拟内存地址对应的页中间目录项
...
entry = *ptep;
if (pte_none(entry)) { // 如果页中间目录项还没进行映射
// 2. 那么调用 hugetlb_no_page 函数进行映射操作
ret = hugetlb_no_page(mm, vma, address, ptep, write_access);
...
return ret;
}
...
} 对 hugetlb_fault 函数进行精简后,主要完成两个工作:
- 通过触发 缺页异常 的虚拟内存地址找到其对应的 页中间目录项。
- 调用 hugetlb_no_page 函数对 页中间目录项 进行映射操作。
我们再来看看 hugetlb_no_page 函数怎么对 页中间目录项 进行填充:static int
hugetlb_no_page(struct mm_struct *mm, struct vm_area_struct *vma,
unsigned long address, pte_t *ptep, int write_access)
{
...
page = find_lock_page(mapping, idx);
if (!page) {
...
// 1. 从空闲大内存页链表 hugepage_freelists 中申请一个大内存页
page = alloc_huge_page(vma, address);
...
}
...
// 2. 通过大内存页的物理地址生成页中间目录项的值
new_pte = make_huge_pte(vma, page, ((vma->vm_flags & VM_WRITE)
&& (vma->vm_flags & VM_SHARED)));
// 3. 设置页中间目录项的值为上面生成的值
set_huge_pte_at(mm, address, ptep, new_pte);
...
return ret;
} 通过对 hugetlb_no_page 函数进行精简后,主要完成3个工作:
- 调用 alloc_huge_page 函数从空闲大内存页链表 hugepage_freelists 中申请一个大内存页。
- 通过大内存页的物理地址生成页中间目录项的值。
- 设置页中间目录项的值为上面生成的值。
至此,HugePages 的映射过程已经完成。
还有个问题,就是 CPU 怎么知道 页中间表项 指向的是 页表 还是 大内存页 呢?
这是因为 页中间表项 有个 PSE 的标志位,如果将其设置为1,那么就表明其指向 大内存页 ,否则就指向 页表。
总结
本文介绍了 HugePages 实现的整个流程,当然本文也只是介绍了申请内存的流程,释放内存的流程并没有分析,如果有兴趣的话可以自己查阅源码。
原文地址:https://mp.weixin.qq.com/s/ys-sAVbe8bmv21FK2n9PlQ
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