Linux内存管理:Vmalloc

在前面我们讲解了kmalloc申请连续物理内存的操作,以及原理和基础cache . 在内核中还有另外一个接口函数那就是vmalloc,申请一片连续的虚拟地址空间,但不保证物理空间连续,实际上我们会想到用户空间的malloc,malloc它是标准的glibc封装的一个函数,最终实现是通过系统调用brk和mmap来实现,以后在分析它的实现过程. 它就是申请连续的虚拟空间,但是不保证物理内存的连续,当然用户程序也不怎么关心这个问题,只所以会关心物理内存的连续性一般是由于设备驱动的使用,或者DMA. 但是vmalloc申请效率比较低,还会造成TLB抖动. 一般内核里常用kmalloc. 除非特殊需求,比如要获取大块内存时,实例就是当ko模块加载到内核运行时,即需要vmalloc.
释放函数:vfree

参考内核 3.8.13

这里是说32位的处理器,即最大寻址4G虚拟空间,(当然现在已经64位比较普及了,后续补上吧)而虚拟地址到物理地址的转化往往需要硬件的支持才能提高效率,即MMU。

当然前提需要os先建立页表PT. 在linux内核,这4G空间并不是完全给用户空间使用在高端0xC0000000 (3G开始)留给内核空间使用(x86默认配置,默认0-16M(DMA),16M-896M(Normal),896M-1G(128M)作为高端内存分配区域),当然这个区域也是可是配置的.).
kmalloc函数返回的是虚拟地址(线性地址). kmalloc特殊之处在于它分配的内存是物理上连续的,这对于要进行DMA的设备十分重要. 而用vmalloc分配的内存只是线性地址连续,物理地址不一定连续,不能直接用于DMA。我们可以参考一个图:(它是arm 32架构的内核虚拟地址分配图)

下面我们就看看vmalloc函数:(mm/vmalloc.c)

这里我们只用关注size即可,而vmalloc优先从高端内存分配,并且可以睡眠.
继续:

重点看一下__vmalloc_node:

因为这里提到了VMALLOC_START和VMALLOC_END它们究竟是什么值呢?
这里看了arm32和mips32的(根据架构虚拟地址分配不同而不同,比如mips就比较特殊):
在arch/mips/include/asm/pgtable-32.h中
首先看mips虚拟地址分布图:

从这个图里我们知道用户空间为2G(0x0-0x7fff ffff),dma或者normal内存映射在kseg0(512M)/kseg1,而对于vmalloc申请的虚拟地址在kseg2中,当然还有其他一些特殊的映射比如io等.

在arch/arm/include/asm/pgtable.h

在看一个图:

我们知道物理内存简单分为三个区域:ZONE_NORMAL、ZONE_DMA、ZONE_HIGHMEM
vmalloc我们看到它是默认从ZONE_HIGMEM里申请,但是这两个函数虚拟地址是保持一致的,即都占用了4G地址空间的内核虚拟地址.通过上面的图,我们确定了虚拟地址从哪里分配,以及对于的物理空间从哪里分配。

下面看看 vmalloc核心实现:

它的基本实现思路很简单:
1. 分配虚拟地址空间
2.对虚拟地址空间进行页表映射

需要熟知 下面两个结构体:
struct vmap_area

vm_struct *area :

这里在说明一下vmalloc_init的初始化.

其实在讲slab机制的时候已经说过。

下面就说说__get_vm_area_node函数:

这个函数核心就是alloc_vmap_area,这个很有趣的,之前我们讲到了vmalloc申请的虚拟地址范围,而它只传递了size而已,对于mips,x86,arm会有不同的虚拟空间.

既然我们已经开辟了虚拟地址空间,那么还需要做的当然是和页面一一映射起来.
看函数__vmalloc_area_node:

而insert_vmalloc_vmlist很明显把vm_struct插入到vmlist。
那么就完成了整个过程,没有想象的复杂,当然对内存有了更多的认识,这里还需要说一下,一般情况下有高端内存会比没有的好些,防止了vmalloc申请的时候造成的TLB抖动等问题,更少的破坏normal空间。

可以通过proc来查看vmalloc的一下信息:

还有:

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