Linux內核設備驅動之內存管理的示例分析

小編給大家分享一下Linux內核設備驅動之內存管理的示例分析，相信大部分人都還不怎么了解，因此分享這篇文章給大家參考一下，希望大家閱讀完這篇文章后大有收獲，下面讓我們一起去了解一下吧！

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 * linux的內存管理
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到目前為止，內存管理是unix內核中最復雜的活動。我們簡單介紹一下內存管理，并通過實例說明如何在內核態獲得內存。

(1)各種地址

對于x86處理器，需要區分以下三種地址：

*邏輯地址(logical address)

只有x86支持。每個邏輯地址都由一個段(segment)和一個偏移量(offset)組成，偏移量指明了從段的開始到實際地址之間的距離。

邏輯地址共48位，段選擇符16位，偏移量32位。linux對邏輯地址的支持很有限

*線性地址(linear address)

也稱為虛擬地址(virtual address)。

32位無符號整數，從0x0000,0000到0xffff,ffff，共4GB的地址范圍。無論是應用程序還是驅動程序，我們在程序中使用的地址都是虛擬地址。

*物理地址(physical address)

32位無符號整數，與從CPU的地址引腳發送到存儲器總線上的電信號相對應。用于存儲器尋址。

找一個程序，如scanf.c，運行兩個，然后執行下面指令觀察：

$>pmap $(pid)
$>cat /proc/$(pid)/maps

(2)物理內存和虛擬內存

a.物理內存

就是系統中實際存在的RAM，比如我們常說的一條256兆RAM。x86處理器和物理內存之間是通過實際的物理線路連接的。

另外，x86處理器還通過主板連接了很多的外設，這些外設也通過實際的物理線路和處理器相連。

對于處理器來說，多數的外設和RAM的訪問方式是一致的，都是由程序發出物理地址訪問實際的物理器件。

外設和RAM共享一個4G大小的物理內存空間。

b.虛擬內存

是在物理內存之上為每個進程構架的一種邏輯內存，處于應用程序的內存請求與硬件內存管理單元(Memory Management Unit, MMU) 之間.MMU將應用程序使用的虛擬內存根據預先定義好的頁表轉化為物理地址，然后通過物理地址對實際的外設或RAM進行訪問。

虛擬內存有很多用途和優點：

• *若干個進程可以并發地執行

• *應用程序所需內存大于物理內存時也可以運行

• *程序只有部分代碼裝入內存時進程可以執行它

• *允許每個進程訪問可用物理內存的一個子集

• *進程可以共享庫函數或程序的一個單獨內存映像

• *程序是可重定位的，也就是說，可以把程序放在物理內存的任何地方

• *編程者可以編寫與機器無關的代碼，不必關心物理內存的組織結構

(3)RAM的使用

linux將實際的物理RAM劃分為兩部分使用，其中若干兆字節專門用于存放內核映像(也就是內核代碼和內核靜態數據結構)，RAM的其余部分通常由虛擬內存系統來處理，并用在以下3種可能的方面：

• *滿足內核對緩存，描述符和其他動態內核數據結構的請求

• *滿足進程對一般內存區的請求及對文件內存映射的請求

• *借助于高速緩存從磁盤及其他緩沖設備獲得較好的性能

虛擬內存必須解決的一個主要問題是內存碎片，因為通常內核使用連續的物理內存，所以碎片過多可能導致請求失敗。

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 * 在內核中獲取內存
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和在用戶空間中一樣，在內核中也可以動態分配和釋放內存，但受到的限制要比用戶空間多一些。

(1)內核中的內存管理

內核把物理頁作為內存管理的基本單位。這主要是因為內存管理單元(MMU)是以頁為單位進行虛擬地址和物理地址轉換的，從虛擬內存的角度來看，頁就是最小單位。大多數32位體系結構支持4KB的頁。

a.頁

內核用struct page表示系統中的每個物理頁。

包括<linux/mm.h>就可以使用page，其實際定義在<linux/mm_types.h>

struct page{
 page_flags_t flags;
 atomic_t _count;
 atomic_t _mapcount;
 unsigned long private;
 struct address_space *mapping;
 pgoff_t index;
 struct list_head lru;
 void *virtual;
};

flags用于存放頁的狀態，定義在<linux/page-flags.h>，狀態包括頁是不是臟的，是不是被鎖定在內存中等等。_count存放頁的引用計數。

page結構與物理頁相關，并非與虛擬頁相關。結構的目的再于描述物理內存本身，而不是其中的數據。

內核根據page結構來管理系統中所有的頁，內核通過page可以知道一個頁是否空閑(也就是頁有沒有被分配)。

如果頁已經被分配，內核還需要知道誰擁有這個頁。

擁有者可能是用戶空間進程，動態分配的內核數據，靜態內核代碼，或頁高速緩存等。

系統中的每個物理頁都要分配這樣一個結構。如果結構體40字節大小，則128MB物理內存(4K的頁)需要分配1MB多用于page結構。

b.區

由于硬件的限制，內核不能對所有的頁一視同仁。內核使用區(zone)對具有相似特性的頁進行分組。這些特性包括：

• *一些硬件只能用某些特定的內存地址來執行DMA

• *一些體系結構其內存的物理尋址范圍遠大于虛擬尋址范圍，這樣，就有一些內存不能永久地映射到內核空間

針對這些限制，linux采用了三種區(<linux/mmzone.h>)：

• ZONE_DMA:這個區包含的頁能執行DMA操作

• ZONE_NORMAL：這個區包含的都是能正常映射的頁

• ZONE_HIGHMEM：這個區包含高端內存(大于896M)，其中的頁不能永久地映射到內核的地址空間

對于x86，這3個區對于的物理內存分別是：

• ZONE_DMA: <16MB

• ZONE_NORMAL： 16~896MB

• ZONE_HIGHMEM： >896MB

見<linux/mmzone.h>中的struct zone。

系統中只有3個這樣的區結構。

(2)頁分配

內核是使用頁進行內存管理的，因此，我們在內核中也可以要求系統以頁為單位給我們分配內存。當然，以頁為單位分配可能造成內存浪費，因此，只有在我們確定需要整頁內存時才調用他們。

a.分配

#include <linux/gfp.h>
1. struct page * alloc_pages(
    unsigned int gfp_mask, 
    unsigned int order);
//分配2的order次方個連續的物理頁。
2. void *page_address(
    struct page *page);
//返回一個指針，指向給定物理頁當前的虛擬地址
3. unsigned long __get_free_pages(
    unsigned int gfp_mask, 
    unsigned int order);
//相當于上兩個函數結合
4. struct page * alloc_page(
    unsigned int gfp_mask);
5. unsigned long __get_free_page(
    unsigned int gfp_mask);
6. unsigned long get_zeroed_page(
    unsigned int gfp_mask);
//只分配一頁

b.gfp_mask標志

這個標志決定了內核在分配內存時的行為，以及從哪里分配內存。

#include <linux/gfp.h>
#define GFP_ATOMIC
//原子分配，不會休眠，可用于中斷處理。
#define GFP_KERNEL 
//首選，內核可能會睡眠，用在進程上下文中

c.釋放頁

void __free_pages(struct page *page,
    unsigned int order);
void free_pages(unsigned long addr,
    unsigned int order);
void free_page(unsigned long addr);

注意！只能釋放屬于你的頁。錯誤的參數可能導致內核崩潰。

(3)通過kmalloc獲取內存

kmalloc和malloc很象，是內核中最常用的內存分配函數。

kmalloc不會對分配的內存區域清0，分配的區域在物理內存中是連續的。

a.分配

#include <linux/slab.h>
void *kmalloc(size_t size, int flags)

size是要求分配的內存的大小

kmalloc的參數flags可以控制kmalloc分配時的行為。和alloc_page時使用的標志是一致的。注意，kmalloc不能分配高端內存

b.釋放

#include <linux/slab.h>
 void kfree(const void *ptr);

如果要釋放的內存已經被釋放了，或者釋放屬于內核其他部分的內存，則會產生嚴重的后果。調用kfree(NULL)是安全的。

要注意！內核只能分配一些預定義的，固定大小的字節數組。kmalloc能處理的最小內存塊是32或64。由于kmalloc分配的內存在物理上連續，所以有分配上限，通常不要超過128KB。

(4)通過vmalloc獲得內存

vmalloc()分配的內存虛擬地址是連續的，但物理地址不需要連續。這也是malloc()的分配方式。vmalloc分配非連續的內存塊，再修改頁表，把內存映射到邏輯空間連續的區域內。

大多數情況下，只有硬件設備需要得到物理地址連續的內存，內核可以使用通過vmalloc獲得的內存。但內核中多采用kmalloc，這主要是考慮性能，因為vmalloc會引起較大的TLB抖動，除非映射大塊內存時采用vmalloc。例如模塊動態加載時，就是加載到通過vmalloc分配的內存。

vmalloc在<linux/vmalloc.h>聲明，在<mm/vmalloc.c>定義，用法和malloc()相同。

 void* vmalloc(unsigned long size);
 void vfree(void *addr);

vmalloc會引起睡眠  

(5)通過slab機制獲得內存

分配和釋放數據結構是內核最普遍的操作之一。

一種常用的方法是構建一個空閑鏈表，其中包含有可供使用的，已經分配好的數據結構塊。

每次要分配數據結構就不用再申請內存，而是直接從這個空閑鏈表中分配數據塊，釋放結構時將內存還回這個鏈表。

這實際上是一種對象高速緩存(緩存對象).

linux針對這種要求提供了一個slab分配器來完成這一工作。

slab分配器要在幾個基本原則之間尋求平衡：

• *頻繁使用的數據結構會頻繁分配和釋放，需要緩存

• *頻繁分配和回收必然導致內存碎片，為避免這一現象，空閑鏈表中的緩存會連續存放，從而避免碎片

• *分配器可以根據對象大小，頁大小和總的高速緩存大小來進行優化

kmalloc就建立在slab之上。

a.創建一個新的高速緩存

#include <linux/slab.h>
struct kmem_cache *kmem_cache_create(
   const char *name, 
   size_t size,
   size_t align,
   unsigned long flags,
   void(*ctor)(...));

name: 高速緩存的名字。出現在/proc/slabinfo
size: 緩存中每個元素的大小
align: 緩存中第一個對象的偏移，常用0
flags:分配標志。常用SLAB_HWCACHE_ALIGH，表明按cache行對齊,見slab.h

b.銷毀高速緩存

#include <linux/slab.h>
void kmem_cache_destroy(struct kmem_cache *cachep);

必須在緩存中的所有對象都被釋放后才能調用。

c.從高速緩存中獲得對象

void *kmem_cache_alloc(
   struct kmem_cache *cachep, int flags);
flags:
   GFP_KERNEL

d.將對象釋放回高速緩存

void kmem_cache_free(
   struct kmem_cache *cachep, void *objp);

可參見kernel/fork.c

(6)高端內存的映射

在高端內存中的頁不能永久地映射到內核地址空間，因此，通過alloc_pages()函數以__GFP_HIGHMEM標志獲得的頁不可能有虛擬地址。需要通過函數為其動態分配。

a.映射

要映射一個給定的page結構到內核地址空間，可以使用：

void *kmap(struct page *page);

函數可以睡眠

b.解除映射

void kunmap(struct page* page);

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