服务器体系与共享存储器架构
| 2016-06-14 | Linux-4.7 | X86 & arm | gatieme | LinuxDeviceDrivers | Linux内存管理 |
#1 前景回顾
#1.1 UMA和NUMA两种模型
共享存储型多处理机有两种模型
均匀存储器存取（Uniform-Memory-Access，简称UMA）模型
非均匀存储器存取（Nonuniform-Memory-Access，简称NUMA）模型
#1.2 (N)UMA模型中linux内存的机构
非一致存储器访问(NUMA)模式下
处理器被划分成多个"节点"(node), 每个节点被分配有的本地存储器空间. 所有节点中的处理器都可以访问全部的系统物理存储器，但是访问本节点内的存储器所需要的时间，比访问某些远程节点内的存储器所花的时间要少得多
内存被分割成多个区域（BANK，也叫"簇"），依据簇与处理器的"距离"不同, 访问不同簇的代码也会不同.
##1.3 Linux如何描述物理内存
Linux把物理内存划分为三个层次来管理
| 存储节点(Node) | CPU被划分为多个节点(node), 内存则被分簇, 每个CPU对应一个本地物理内存, 即一个CPU-node对应一个内存簇bank，即每个内存簇被认为是一个节点 |
| 管理区(Zone) | 每个物理内存节点node被划分为多个内存管理区域, 用于表示不同范围的内存, 内核可以使用不同的映射方式映射物理内存 |
| 页面(Page) | 内存被细分为多个页面帧, 页面是最基本的页面分配的单位 ｜ |
首先内存被划分为结点. 内存中的每个节点都是由pg_data_t描述,而pg_data_t由struct pglist_data定义而来, 该数据结构定义在include/linux/mmzone.h, line 615, 每个结点关联到系统中的一个处理器, 内核中表示为
pg_data_t的实例. 系统中每个节点被链接到一个以NULL结尾的pgdat_list链表中<而其中的每个节点利用pg_data_tnode_next字段链接到下一节．而对于PC这种UMA结构的机器来说, 只使用了一个成为contig_page_data的静态pg_data_t结构.接着各个节点又被划分为内存管理区域, 一个管理区域通过struct zone_struct描述, 其被定义为zone_t, 用以表示内存的某个范围, 低端范围的16MB被描述为ZONE_DMA, 某些工业标准体系结构中的(ISA)设备需要用到它, 然后是可直接映射到内核的普通内存域ZONE_NORMAL,最后是超出了内核段的物理地址域ZONE_HIGHMEM, 被称为高端内存. 是系统中预留的可用内存空间, 不能被内核直接映射.
最后页帧(page frame)代表了系统内存的最小单位, 堆内存中的每个页都会创建一个struct page的一个实例. 传统上，把内存视为连续的字节，即内存为字节数组，内存单元的编号(地址)可作为字节数组的索引. 分页管理时，将若干字节视为一页，比如4K byte. 此时，内存变成了连续的页，即内存为页数组，每一页物理内存叫页帧，以页为单位对内存进行编号，该编号可作为页数组的索引，又称为页帧号.
##1.4 今日内容(页帧struct page)
分页单元可以实现把线性地址转换为物理地址, 为了效率起见, 线性地址被分为固定长度为单位的组, 称为"页", 页内部的线性地址被映射到连续的物理地址. 这样内核可以指定一个页的物理地址和其存储权限, 而不用指定页所包含的全部线性地址的存储权限. 分页单元把所有RAM分为固定长度的页帧(也叫页框, 物理页, 英文page frame). 每一个页帧包含一个页(page). 也就是说一个页帧的长度与一个页的长度一致. 页框是主存的一部分, 因此也是一个存储区域. 简单来说, 页是一个数据块, 可以存放在任何页框(内存中)或者磁盘(被交换至交换分区)中
我们今天就来详细讲解一下linux下物理页帧的描述
#2 页帧
内核把物理页作为内存管理的基本单位. 尽管处理器的最小可寻址单位通常是字, 但是, 内存管理单元MMU通常以页为单位进行处理. 因此，从虚拟内存的上来看，页就是最小单位.
页帧代表了系统内存的最小单位, 对内存中的每个页都会创建struct page的一个实例. 内核必须要保证page结构体足够的小，否则仅struct page就要占用大量的内存.
因为即使在中等程序的内存配置下, 系统的内存同样会分解为大量的页. 例如, IA-32系统中标准页长度为4KB, 在内存大小为384MB时, 大约有100000页. 就当今的标准而言, 这个容量算不上很大, 但页的数目已经非常可观了
因而出于节省内存的考虑，内核要尽力保持struct page尽可能的小. 在典型的系统中, 由于页的数目巨大, 因此对page结构的小改动, 也可能导致保存所有page实例所需的物理内存暴涨.
页的广泛使用, 增加了保持结构长度的难度 : 内存管理的许多部分都使用页, 用于各种不同的用途. 内核的一部分可能完全依赖于struct page提供的特定信息, 而这部分信息堆内核的其他部分页可能是完全无用的. 等等.
##2.1 struct page结构
内核用struct page(include/linux/mm_types.h?v=4.7, line 45)结构表示系统中的每个物理页.
出于节省内存的考虑，struct page中使用了大量的联合体union.
/*
* Each physical page in the system has a struct page associated with
* it to keep track of whatever it is we are using the page for at the
* moment. Note that we have no way to track which tasks are using
* a page, though if it is a pagecache page, rmap structures can tell us
* who is mapping it.
*
* The objects in struct page are organized in double word blocks in
* order to allows us to use atomic double word operations on portions
* of struct page. That is currently only used by slub but the arrangement
* allows the use of atomic double word operations on the flags/mapping
* and lru list pointers also.
*/
struct page {
/* First double word block */
unsigned long flags; /* Atomic flags, some possibly updated asynchronously
描述page的状态和其他信息 */
union
{
struct address_space *mapping; /* If low bit clear, points to
* inode address_space, or NULL.
* If page mapped as anonymous
* memory, low bit is set, and
* it points to anon_vma object:
* see PAGE_MAPPING_ANON below.
*/
void *s_mem; /* slab first object */
atomic_t compound_mapcount; /* first tail page */
/* page_deferred_list().next -- second tail page */
}; /* Second double word */
struct {
union {
pgoff_t index; /* Our offset within mapping.
在映射的虚拟空间（vma_area）内的偏移；
一个文件可能只映射一部分，假设映射了1M的空间，
index指的是在1M空间内的偏移，而不是在整个文件内的偏移。 */
void *freelist; /* sl[aou]b first free object */
/* page_deferred_list().prev -- second tail page */
}; union {
#if defined(CONFIG_HAVE_CMPXCHG_DOUBLE) && \
defined(CONFIG_HAVE_ALIGNED_STRUCT_PAGE)
/* Used for cmpxchg_double in slub */
unsigned long counters;
#else
/*
* Keep _refcount separate from slub cmpxchg_double
* data. As the rest of the double word is protected by
* slab_lock but _refcount is not.
*/
unsigned counters;
#endif struct { union {
/*
* Count of ptes mapped in mms, to show
* when page is mapped & limit reverse
* map searches.
* 页映射计数器
*/
atomic_t _mapcount; struct { /* SLUB */
unsigned inuse:;
unsigned objects:;
unsigned frozen:;
};
int units; /* SLOB */
};
/*
* Usage count, *USE WRAPPER FUNCTION*
* when manual accounting. See page_ref.h
* 页引用计数器
*/
atomic_t _refcount;
};
unsigned int active; /* SLAB */
};
}; /*
* Third double word block
*
* WARNING: bit 0 of the first word encode PageTail(). That means
* the rest users of the storage space MUST NOT use the bit to
* avoid collision and false-positive PageTail().
*/
union {
struct list_head lru; /* Pageout list, eg. active_list
* protected by zone->lru_lock !
* Can be used as a generic list
* by the page owner.
*/
struct dev_pagemap *pgmap; /* ZONE_DEVICE pages are never on an
* lru or handled by a slab
* allocator, this points to the
* hosting device page map.
*/
struct { /* slub per cpu partial pages */
struct page *next; /* Next partial slab */
#ifdef CONFIG_64BIT
int pages; /* Nr of partial slabs left */
int pobjects; /* Approximate # of objects */
#else
short int pages;
short int pobjects;
#endif
}; struct rcu_head rcu_head; /* Used by SLAB
* when destroying via RCU
*/
/* Tail pages of compound page */
struct {
unsigned long compound_head; /* If bit zero is set */ /* First tail page only */
#ifdef CONFIG_64BIT
/*
* On 64 bit system we have enough space in struct page
* to encode compound_dtor and compound_order with
* unsigned int. It can help compiler generate better or
* smaller code on some archtectures.
*/
unsigned int compound_dtor;
unsigned int compound_order;
#else
unsigned short int compound_dtor;
unsigned short int compound_order;
#endif
}; #if defined(CONFIG_TRANSPARENT_HUGEPAGE) && USE_SPLIT_PMD_PTLOCKS
struct {
unsigned long __pad; /* do not overlay pmd_huge_pte
* with compound_head to avoid
* possible bit 0 collision.
*/
pgtable_t pmd_huge_pte; /* protected by page->ptl */
};
#endif
}; /* Remainder is not double word aligned */
union {
unsigned long private; /* Mapping-private opaque data:
* usually used for buffer_heads
* if PagePrivate set; used for
* swp_entry_t if PageSwapCache;
* indicates order in the buddy
* system if PG_buddy is set.
* 私有数据指针，由应用场景确定其具体的含义
*/
#if USE_SPLIT_PTE_PTLOCKS
#if ALLOC_SPLIT_PTLOCKS
spinlock_t *ptl;
#else
spinlock_t ptl;
#endif
#endif
struct kmem_cache *slab_cache; /* SL[AU]B: Pointer to slab */
}; #ifdef CONFIG_MEMCG
struct mem_cgroup *mem_cgroup;
#endif /*
* On machines where all RAM is mapped into kernel address space,
* we can simply calculate the virtual address. On machines with
* highmem some memory is mapped into kernel virtual memory
* dynamically, so we need a place to store that address.
* Note that this field could be 16 bits on x86 ... ;)
*
* Architectures with slow multiplication can define
* WANT_PAGE_VIRTUAL in asm/page.h
*/
#if defined(WANT_PAGE_VIRTUAL)
void *virtual; /* Kernel virtual address (NULL if
not kmapped, ie. highmem) */
#endif /* WANT_PAGE_VIRTUAL */ #ifdef CONFIG_KMEMCHECK
/*
* kmemcheck wants to track the status of each byte in a page; this
* is a pointer to such a status block. NULL if not tracked.
*/
void *shadow;
#endif #ifdef LAST_CPUPID_NOT_IN_PAGE_FLAGS
int _last_cpupid;
#endif
}
/*
* The struct page can be forced to be double word aligned so that atomic ops
* on double words work. The SLUB allocator can make use of such a feature.
*/
#ifdef CONFIG_HAVE_ALIGNED_STRUCT_PAGE
__aligned( * sizeof(unsigned long))
#endif
;
| flag | 用来存放页的状态，每一位代表一种状态，所以至少可以同时表示出32中不同的状态,这些状态定义在linux/page-flags.h中 |
| virtual | 对于如果物理内存可以直接映射内核的系统, 我们可以之间映射出虚拟地址与物理地址的管理, 但是对于需要使用高端内存区域的页, 即无法直接映射到内核的虚拟地址空间, 因此需要用virtual保存该页的虚拟地址 |
| _refcount | 引用计数，表示内核中引用该page的次数, 如果要操作该page, 引用计数会+1, 操作完成-1. 当该值为0时, 表示没有引用该page的位置，所以该page可以被解除映射，这往往在内存回收时是有用的 |
| _mapcount | 被页表映射的次数，也就是说该page同时被多少个进程共享。初始值为-1，如果只被一个进程的页表映射了，该值为0. 如果该page处于伙伴系统中，该值为PAGE_BUDDY_MAPCOUNT_VALUE（-128），内核通过判断该值是否为PAGE_BUDDY_MAPCOUNT_VALUE来确定该page是否属于伙伴系统 |
| index | 在映射的虚拟空间（vma_area）内的偏移；一个文件可能只映射一部分，假设映射了1M的空间，index指的是在1M空间内的偏移，而不是在整个文件内的偏移 |
| private | 私有数据指针，由应用场景确定其具体的含义 |
| lru | 链表头，用于在各种链表上维护该页, 以便于按页将不同类别分组, 主要有3个用途: 伙伴算法, slab分配器, 被用户态使用或被当做页缓存使用 |
| mapping | 指向与该页相关的address_space对象 |
| index | 页帧在映射内部的偏移量 |
##2.2 mapping & index
mapping指定了页帧所在的地址空间, index是页帧在映射内部的偏移量. 地址空间是一个非常一般的概念. 例如, 可以用在向内存读取文件时. 地址空间用于将文件的内容与装载数据的内存区关联起来. mapping不仅能够保存一个指针, 而且还能包含一些额外的信息, 用于判断页是否属于未关联到地址空间的某个匿名内存区.
如果mapping = 0，说明该page属于交换高速缓存页（swap cache）；当需要使用地址空间时会指定交换分区的地址空间swapper_space。
如果mapping != 0，第0位bit[0] = 0，说明该page属于页缓存或文件映射，mapping指向文件的地址空间address_space。
如果mapping != 0，第0位bit[0] != 0，说明该page为匿名映射，mapping指向struct anon_vma对象。
通过mapping恢复anon_vma的方法：anon_vma = (struct anon_vma *)(mapping - PAGE_MAPPING_ANON)。
pgoff_t index是该页描述结构在地址空间radix树page_tree中的对象索引号即页号, 表示该页在vm_file中的偏移页数, 其类型pgoff_t被定义为unsigned long即一个机器字长.
/*
* The type of an index into the pagecache.
*/
#define pgoff_t unsigned long
##2.3 private私有数据指针
private私有数据指针, 由应用场景确定其具体的含义：
如果设置了PG_private标志，则private字段指向struct buffer_head
如果设置了PG_compound，则指向struct page
如果设置了PG_swapcache标志，private存储了该page在交换分区中对应的位置信息swp_entry_t。
如果_mapcount = PAGE_BUDDY_MAPCOUNT_VALUE，说明该page位于伙伴系统，private存储该伙伴的阶
##2.4 lru链表头
最近、最久未使用struct slab结构指针变量
lru：链表头，主要有3个用途：
则page处于伙伴系统中时，用于链接相同阶的伙伴（只使用伙伴中的第一个page的lru即可达到目的）。
设置PG_slab, 则page属于slab，page->lru.next指向page驻留的的缓存的管理结构，page->lru.prec指向保存该page的slab的管理结构。
page被用户态使用或被当做页缓存使用时，用于将该page连入zone中相应的lru链表，供内存回收时使用。
#3 体系结构无关的页面的状态flags
页的不同属性通过一系列页标志描述, 存储在struct page的flag成员中的各个比特位.
struct page {
/* First double word block */
unsigned long flags; /* Atomic flags,
some possibly updated asynchronously, 描述page的状态和其他信息 */这些标识是独立于体系结构的, 因而无法通过特定于CPU或计算机的信息(该信息保存在页表中)
##3.1 页面到管理区和节点的映射
在早期的linux-2.4.18的内核中, struct page存储有一个指向对应管理区的指针page->zone, 但是该这hi真在吼吼被认为是一种浪费, 因为如果有成千上万的这样的struct page存在, 那么即使是很小的指针也会消耗大量的内存空间.
因此在后来linux-2.4.x的更新中, 删除了这个字段, 取而代之的是page->flags的最高ZONE_SHIFT位和NODE_SHIFT位, 存储了其所在zone和node在内存区域表zone_table的编号索引.
那么内核在初始化内存管理区时, 首先建立管理区表zone_table. 参见mm/page_alloc.c?v=2.4.37, line 38
/*
*
* The zone_table array is used to look up the address of the
* struct zone corresponding to a given zone number (ZONE_DMA,
* ZONE_NORMAL, or ZONE_HIGHMEM).
*/
zone_t *zone_table[MAX_NR_ZONES*MAX_NR_NODES];
EXPORT_SYMBOL(zone_table);
MAX_NR_ZONES是一个节点中所能包容纳的管理区的最大数, 如3个, 定义在include/linux/mmzone.h?v=2.4.37, line 25, 与zone区域的类型(ZONE_DMA, ZONE_NORMAL, ZONE_HIGHMEM)定义在一起. 当然这时候我们这些标识都是通过宏的方式来实现的, 而不是如今的枚举类型
MAX_NR_NODES是可以存在的节点的最大数.
函数EXPORT_SYMBOL使得内核的变量或者函数可以被载入的模块(比如我们的驱动模块)所访问.
该表处理起来就像一个多维数组, 在函数free_area_init_core中, 一个节点的所有页面都会被初始化.
内核提供了page_zone通过页面查找其对应的内存区域zone_t, 页提供了set_page_zone接口, 而查找到了zone后, 可以通过 其struct pglist_data *zone_pgdat直接获取其所在node信息
/*
* The zone field is never updated after free_area_init_core()
* sets it, so none of the operations on it need to be atomic.
*/
#define NODE_SHIFT 4
#define ZONE_SHIFT (BITS_PER_LONG - 8) struct zone_struct;
extern struct zone_struct *zone_table[]; static inline zone_t *page_zone(struct page *page)
{
return zone_table[page->flags >> ZONE_SHIFT];
} static inline void set_page_zone(struct page *page, unsigned long zone_num)
{
page->flags &= ~(~0UL << ZONE_SHIFT);
page->flags |= zone_num << ZONE_SHIFT;
}
而**后来的内核(至今linux-4.7)**中, 这些必要的标识(ZONE_DMA等)都是通过枚举类型实现的(ZONE_DMA等用enum zone_type定义), 然后zone_table也被移除, 参照[PATCH] zone table removal miss merge
因此内核提供了新的思路, 参见include/linux/mm.h?v4.7, line 907
static inline struct zone *page_zone(const struct page *page)
{
return &NODE_DATA(page_to_nid(page))->node_zones[page_zonenum(page)];
} static inline void set_page_zone(struct page *page, enum zone_type zone)
{
page->flags &= ~(ZONES_MASK << ZONES_PGSHIFT);
page->flags |= (zone & ZONES_MASK) << ZONES_PGSHIFT;
} static inline void set_page_node(struct page *page, unsigned long node)
{
page->flags &= ~(NODES_MASK << NODES_PGSHIFT);
page->flags |= (node & NODES_MASK) << NODES_PGSHIFT;
}
其中NODE_DATA使用了全局的node表进行索引.
在UMA结构的机器中, 只有一个node结点即contig_page_data, 此时NODE_DATA直接指向了全局的contig_page_data, 而与node的编号nid无关, 参照include/linux/mmzone.h?v=4.7, line 858, 其中全局唯一的cnode结点ontig_page_data定义在mm/nobootmem.c?v=4.7, line 27
#ifndef CONFIG_NEED_MULTIPLE_NODES
extern struct pglist_data contig_page_data;
#define NODE_DATA(nid) (&contig_page_data)
#define NODE_MEM_MAP(nid) mem_map
else
/* ...... */
#endif
而对于NUMA结构的系统中, 所有的node都存储在node_data数组中, NODE_DATA直接通过node编号索引即可, 参见NODE_DATA的定义
extern struct pglist_data *node_data[];
#define NODE_DATA(nid) (node_data[(nid)])
那么page的flags标识主要分为4部分，其中标志位flag向高位增长, 其余位字段向低位增长，中间存在空闲位
| section | 主要用于稀疏内存模型SPARSEMEM，可忽略 |
| node | NUMA节点号, 标识该page属于哪一个节点 |
| zone | 内存域标志，标识该page属于哪一个zone |
| flag | page的状态标识 |
如下图所示
##3.2 内存页标识pageflags
其中最后一个flag用于标识page的状态, 这些状态由枚举常量enum pageflags定义, 定义在include/linux/page-flags.h?v=4.7, line 74. 常用的有如下状态
enum pageflags {
PG_locked, /* Page is locked. Don't touch. */
PG_error,
PG_referenced,
PG_uptodate,
PG_dirty,
PG_lru,
PG_active,
PG_slab,
PG_owner_priv_1, /* Owner use. If pagecache, fs may use*/
PG_arch_1,
PG_reserved,
PG_private, /* If pagecache, has fs-private data */
PG_private_2, /* If pagecache, has fs aux data */
PG_writeback, /* Page is under writeback */
PG_head, /* A head page */
PG_swapcache, /* Swap page: swp_entry_t in private */
PG_mappedtodisk, /* Has blocks allocated on-disk */
PG_reclaim, /* To be reclaimed asap */
PG_swapbacked, /* Page is backed by RAM/swap */
PG_unevictable, /* Page is "unevictable" */
#ifdef CONFIG_MMU
PG_mlocked, /* Page is vma mlocked */
#endif
#ifdef CONFIG_ARCH_USES_PG_UNCACHED
PG_uncached, /* Page has been mapped as uncached */
#endif
#ifdef CONFIG_MEMORY_FAILURE
PG_hwpoison, /* hardware poisoned page. Don't touch */
#endif
#if defined(CONFIG_IDLE_PAGE_TRACKING) && defined(CONFIG_64BIT)
PG_young,
PG_idle,
#endif
__NR_PAGEFLAGS,
/* Filesystems */
PG_checked = PG_owner_priv_1,
/* Two page bits are conscripted by FS-Cache to maintain local caching
* state. These bits are set on pages belonging to the netfs's inodes
* when those inodes are being locally cached.
*/
PG_fscache = PG_private_2, /* page backed by cache */
/* XEN */
/* Pinned in Xen as a read-only pagetable page. */
PG_pinned = PG_owner_priv_1,
/* Pinned as part of domain save (see xen_mm_pin_all()). */
PG_savepinned = PG_dirty,
/* Has a grant mapping of another (foreign) domain's page. */
PG_foreign = PG_owner_priv_1,
/* SLOB */
PG_slob_free = PG_private,
/* Compound pages. Stored in first tail page's flags */
PG_double_map = PG_private_2,
};| PG_locked | 指定了页是否被锁定, 如果该比特未被置位, 说明有使用者正在操作该page, 则内核的其他部分不允许访问该页， 这可以防止内存管理出现竞态条件 |
| PG_error | 如果涉及该page的I/O操作发生了错误, 则该位被设置 |
| PG_referenced | 表示page刚刚被访问过 |
| PG_uptodate | 表示page的数据已经与后备存储器是同步的, 即页的数据已经从块设备读取，且没有出错,数据是最新的 |
| PG_dirty | 与后备存储器中的数据相比，该page的内容已经被修改. 出于性能能的考虑，页并不在每次改变后立即回写, 因此内核需要使用该标识来表明页面中的数据已经改变, 应该在稍后刷出 |
| PG_lru | 表示该page处于LRU链表上， 这有助于实现页面的回收和切换. 内核使用两个最近最少使用(least recently used-LRU)链表来区别活动和不活动页. 如果页在其中一个链表中, 则该位被设置 |
| PG_active | page处于inactive LRU链表, PG_active和PG_referenced一起控制该page的活跃程度，这在内存回收时将会非常有用 当位于LRU active_list链表上的页面该位被设置, 并在页面移除时清除该位, 它标记了页面是否处于活动状态 |
| PG_slab | 该page属于slab分配器 |
| PG_onwer_priv_1 | |
| PG_arch_1 | 直接从代码中引用, PG_arch_1是一个体系结构相关的页面状态位, 一般的代码保证了在第一次禁图页面高速缓存时, 该位被清除. 这使得体系结构可以延迟到页面被某个进程映射后， 才可以D-Cache刷盘 |
| PG_reserved | 设置该标志，防止该page被交换到swap |
| PG_private | 如果page中的private成员非空，则需要设置该标志, 用于I/O的页可使用该字段将页细分为多核缓冲区 |
| PG_private_2 | |
| PG_writeback | page中的数据正在被回写到后备存储器 |
| PG_head | |
| PG_swapcache | 表示该page处于swap cache中 |
| PG_mappedtodisk | 表示page中的数据在后备存储器中有对应 |
| PG_reclaim | 表示该page要被回收。当PFRA决定要回收某个page后，需要设置该标志 |
| PG_swapbacked | 该page的后备存储器是swap |
| PG_unevictable | 该page被锁住，不能交换，并会出现在LRU_UNEVICTABLE链表中，它包括的几种page：ramdisk或ramfs使用的页, shm_locked、mlock锁定的页 |
| PG_mlocked | 该page在vma中被锁定，一般是通过系统调用mlock()锁定了一段内存 |
| PG_uncached | |
| PG_hwpoison | |
| PG_young | |
| PG_idle |
内核中提供了一些标准宏，用来检查、操作某些特定的比特位，这些宏定义在include/linux/page-flags.h?v=4.7, line 183
#define TESTPAGEFLAG(uname, lname, policy)
#define SETPAGEFLAG(uname, lname, policy)
#define CLEARPAGEFLAG(uname, lname, policy)
关于page flags的早期实现
- linux-2.6以后的内核中, 很少出现直接用宏定义的标识, 这些标识大多通过enum枚举常量来定义, 然后__NR_XXXX的形式结束, 正好可以标记出宏参数的个数, 但是在早期的实现中, 这些变量都通过宏来标识
例如我们的page->flags用enum pageflags来定义, 内存管理区类型通过zone_type来定义, 但是这些内容在早期的内核中都是通过宏定义来实现的.
- 其次标识的函数接口也变了, 早期的内核中, 针对每个宏标识都设置了一组test/set/clear, 参见/include/linux/mm.h?v=2.4.37, line 324
形式如下
PageXXX(page)：检查page是否设置了PG_XXX位
SetPageXXX(page)：设置page的PG_XXX位
ClearPageXXX(page)：清除page的PG_XXX位
TestSetPageXXX(page)：设置page的PG_XXX位，并返回原值
TestClearPageXXX(page)：清除page的PG_XXX位，并返回原值
很多情况下, 需要等待页的状态改变, 然后才能恢复工作. 因此内核提供了两个辅助函数
http://lxr.free-electrons.com/source/include/linux/pagemap.h?v=4.7#L495
/*
* Wait for a page to be unlocked.
*
* This must be called with the caller "holding" the page,
* ie with increased "page->count" so that the page won't
* go away during the wait..
*/
static inline void wait_on_page_locked(struct page *page) // http://lxr.free-electrons.com/source/include/linux/pagemap.h?v=4.7#L504
/*
* Wait for a page to complete writeback
*/
static inline void wait_on_page_writeback(struct page *page)
假定内核的一部分在等待一个被锁定的页面, 直至页面被解锁. wait_on_page_locked提供了该功能. 在页面被锁定的情况下, 调用该函数, 内核将进入睡眠. 而在页面解锁后, 睡眠进程会被自动唤醒并继续工作
wait_on_page_writeback的工作方式类似, 该函数会等待与页面相关的所有待决回写操作结束, 将页面包含的数据同步到块设备为止.
#4 全局页面数组mem_map
mem_map是一个struct page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, mem_map定义在mm/page_alloc.c?v=4.7, line 6691
#ifndef CONFIG_NEED_MULTIPLE_NODES
/* use the per-pgdat data instead for discontigmem - mbligh */
unsigned long max_mapnr;
struct page *mem_map; EXPORT_SYMBOL(max_mapnr);
EXPORT_SYMBOL(mem_map);
#endif
UMA体系结构中，free_area_init函数在系统唯一的struct node对象contig_page_data中node_mem_map成员赋值给全局的mem_map变量