郭健: Linux内存模型——平坦、非连续与稀疏

郭健 Linuxer 2018-06-11

一、前言

在linux内核中支持3中内存模型,分别是flat memory model,Discontiguous memory model和sparse memory model。所谓memory model,其实就是从cpu的角度看,其物理内存的分布情况,在linux kernel中,使用什么的方式来管理这些物理内存。另外,需要说明的是:本文主要focus在share memory的系统,也就是说所有的CPUs共享一片物理地址空间的。

本文的内容安排如下:为了能够清楚的解析内存模型,我们对一些基本的术语进行了描述,这在第二章。第三章则对三种内存模型的工作原理进行阐述,最后一章是代码解析,代码来自4.4.6内核,对于体系结构相关的代码,我们采用ARM64进行分析。

二、和内存模型相关的术语

1、什么是page frame?

操作系统最重要的作用之一就是管理计算机系统中的各种资源,做为最重要的资源:内存,我们必须管理起来。在linux操作系统中,物理内存是按照page size来管理的,具体page size是多少是和硬件以及linux系统配置相关的,4k是最经典的设定。因此,对于物理内存,我们将其分成一个个按page size排列的page,每一个物理内存中的page size的内存区域我们称之page frame。我们针对每一个物理的page frame建立一个struct page的数据结构来跟踪每一个物理页面的使用情况:是用于内核的正文段?还是用于进程的页表?是用于各种file cache还是处于free状态……

每一个page frame有一个一一对应的page数据结构,系统中定义了page_to_pfn和pfn_to_page的宏用来在page frame number和page数据结构之间进行转换,具体如何转换是和memory modle相关,我们会在第三章详细描述linux kernel中的3种内存模型。

2、什么是PFN?

对于一个计算机系统,其整个物理地址空间应该是从0开始,到实际系统能支持的最大物理空间为止的一段地址空间。在ARM系统中,假设物理地址是32个bit,那么其物理地址空间就是4G,在ARM64系统中,如果支持的物理地址bit数目是48个,那么其物理地址空间就是256T。当然,实际上这么大的物理地址空间并不是都用于内存,有些也属于I/O空间(当然,有些cpu arch有自己独立的io address space)。因此,内存所占据的物理地址空间应该是一个有限的区间,不可能覆盖整个物理地址空间。不过,现在由于内存越来越大,对于32位系统,4G的物理地址空间已经无法满足内存的需求,因此会有high memory这个概念,后续会详细描述。

PFN是page frame number的缩写,所谓page frame,就是针对物理内存而言的,把物理内存分成一个个的page size的区域,并且给每一个page 编号,这个号码就是PFN。假设物理内存从0地址开始,那么PFN等于0的那个页帧就是0地址(物理地址)开始的那个page。假设物理内存从x地址开始,那么第一个页帧号码就是(x>>PAGE_SHIFT)。

3、什么是NUMA?

在为multiprocessors系统设计内存架构的时候有两种选择:一种就是UMA(Uniform memory access),系统中的所有的processor共享一个统一的,一致的物理内存空间,无论从哪一个processor发起访问,对内存地址的访问时间都是一样的。NUMA(Non-uniform memory access)和UMA不同,对某个内存地址的访问是和该memory与processor之间的相对位置有关的。例如,对于某个节点(node)上的processor而言,访问local memory要比访问那些remote memory的速度要快。

三、Linux 内核中的三种memory model

1、什么是FLAT memory model?

如果从系统中任意一个processor的角度来看,当它访问物理内存的时候,物理地址空间是一个连续的,没有空洞的地址空间,那么这种计算机系统的内存模型就是Flat memory。这种内存模型下,物理内存的管理比较简单,每一个物理页帧都会有一个page数据结构来抽象,因此系统中存在一个struct page的数组(mem_map),每一个数组条目指向一个实际的物理页帧(page frame)。在flat memory的情况下,PFN(page frame number)和mem_map数组index的关系是线性的(有一个固定偏移,如果内存对应的物理地址等于0,那么PFN就是数组index)。因此从PFN到对应的page数据结构是非常容易的,反之亦然,具体可以参考page_to_pfn和pfn_to_page的定义。此外,对于flat memory model,节点(struct pglist_data)只有一个(为了和Discontiguous Memory Model采用同样的机制)。下面的图片描述了flat memory的情况:

需要强调的是struct page所占用的内存位于直接映射(directly mapped)区间,因此操作系统不需要再为其建立page table。

2、什么是Discontiguous Memory Model?

如果cpu在访问物理内存的时候,其地址空间有一些空洞,是不连续的,那么这种计算机系统的内存模型就是Discontiguous memory。一般而言,NUMA架构的计算机系统的memory model都是选择Discontiguous Memory,不过,这两个概念其实是不同的。NUMA强调的是memory和processor的位置关系,和内存模型其实是没有关系的,只不过,由于同一node上的memory和processor有更紧密的耦合关系(访问更快),因此需要多个node来管理。Discontiguous memory本质上是flat memory内存模型的扩展,整个物理内存的address space大部分是成片的大块内存,中间会有一些空洞,每一个成片的memory address space属于一个node(如果局限在一个node内部,其内存模型是flat memory)。下面的图片描述了Discontiguous memory的情况:

因此,这种内存模型下,节点数据(struct pglist_data)有多个,宏定义NODE_DATA可以得到指定节点的struct pglist_data。而,每个节点管理的物理内存保存在struct pglist_data 数据结构的node_mem_map成员中(概念类似flat memory中的mem_map)。这时候,从PFN转换到具体的struct page会稍微复杂一点,我们首先要从PFN得到node ID,然后根据这个ID找到对于的pglist_data 数据结构,也就找到了对应的page数组,之后的方法就类似flat memory了。

3、什么是Sparse Memory Model?

Memory model也是一个演进过程,刚开始的时候,使用flat memory去抽象一个连续的内存地址空间(mem_maps[]),出现NUMA之后,整个不连续的内存空间被分成若干个node,每个node上是连续的内存地址空间,也就是说,原来的单一的一个mem_maps[]变成了若干个mem_maps[]了。一切看起来已经完美了,但是memory hotplug的出现让原来完美的设计变得不完美了,因为即便是一个node中的mem_maps[]也有可能是不连续了。其实,在出现了sparse memory之后,Discontiguous memory内存模型已经不是那么重要了,按理说sparse memory最终可以替代Discontiguous memory的,这个替代过程正在进行中,4.4的内核仍然是有3中内存模型可以选择。

为什么说sparse memory最终可以替代Discontiguous memory呢?实际上在sparse memory内存模型下,连续的地址空间按照SECTION(例如1G)被分成了一段一段的,其中每一section都是hotplug的,因此sparse memory下,内存地址空间可以被切分的更细,支持更离散的Discontiguous memory。此外,在sparse memory没有出现之前,NUMA和Discontiguous memory总是剪不断,理还乱的关系:NUMA并没有规定其内存的连续性,而Discontiguous memory系统也并非一定是NUMA系统,但是这两种配置都是multi node的。有了sparse memory之后,我们终于可以把内存的连续性和NUMA的概念剥离开来:一个NUMA系统可以是flat memory,也可以是sparse memory,而一个sparse memory系统可以是NUMA,也可以是UMA的。

下面的图片说明了sparse memory是如何管理page frame的(配置了SPARSEMEM_EXTREME):

(注意:上图中的一个mem_section指针应该指向一个page,而一个page中有若干个struct mem_section数据单元)

整个连续的物理地址空间是按照一个section一个section来切断的,每一个section内部,其memory是连续的(即符合flat memory的特点),因此,mem_map的page数组依附于section结构(struct mem_section)而不是node结构了(struct pglist_data)。当然,无论哪一种memory model,都需要处理PFN和page之间的对应关系,只不过sparse memory多了一个section的概念,让转换变成了PFN<--->Section<--->page。

我们首先看看如何从PFN到page结构的转换:kernel中静态定义了一个mem_section的指针数组,一个section中往往包括多个page,因此需要通过右移将PFN转换成section number,用section number做为index在mem_section指针数组可以找到该PFN对应的section数据结构。找到section之后,沿着其section_mem_map就可以找到对应的page数据结构。顺便一提的是,在开始的时候,sparse memory使用了一维的memory_section数组(不是指针数组),这样的实现对于特别稀疏(CONFIG_SPARSEMEM_EXTREME)的系统非常浪费内存。此外,保存指针对hotplug的支持是比较方便的,指针等于NULL就意味着该section不存在。上面的图片描述的是一维mem_section指针数组的情况(配置了SPARSEMEM_EXTREME),对于非SPARSEMEM_EXTREME配置,概念是类似的,具体操作大家可以自行阅读代码。

从page到PFN稍微有一点麻烦,实际上PFN分成两个部分:一部分是section index,另外一个部分是page在该section的偏移。我们需要首先从page得到section index,也就得到对应的memory_section,知道了memory_section也就知道该page在section_mem_map,也就知道了page在该section的偏移,最后可以合成PFN。对于page到section index的转换,sparse memory有2种方案,我们先看看经典的方案,也就是保存在page->flags中(配置了SECTION_IN_PAGE_FLAGS)。这种方法的最大的问题是page->flags中的bit数目不一定够用,因为这个flag中承载了太多的信息,各种page flag,node id,zone id现在又增加一个section id,在不同的architecture中无法实现一致性的算法,有没有一种通用的算法呢?这就是CONFIG_SPARSEMEM_VMEMMAP。具体的算法可以参考下图:

(上面的图片有一点问题,vmemmap只有在PHYS_OFFSET等于0的情况下才指向第一个struct page数组,一般而言,应该有一个offset的,不过,懒得改了,哈哈)

对于经典的sparse memory模型,一个section的struct page数组所占用的内存来自directly mapped区域,页表在初始化的时候就建立好了,分配了page frame也就是分配了虚拟地址。但是,对于SPARSEMEM_VMEMMAP而言,虚拟地址一开始就分配好了,是vmemmap开始的一段连续的虚拟地址空间,每一个page都有一个对应的struct page,当然,只有虚拟地址,没有物理地址。因此,当一个section被发现后,可以立刻找到对应的struct page的虚拟地址,当然,还需要分配一个物理的page frame,然后建立页表什么的,因此,对于这种sparse memory,开销会稍微大一些(多了个建立映射的过程)。

四、代码分析

我们的代码分析主要是通过include/asm-generic/memory_model.h展开的。

1、flat memory。代码如下:

由代码可知,PFN和struct page数组(mem_map)index是线性关系,有一个固定的偏移就是ARCH_PFN_OFFSET,这个偏移是和估计的architecture有关。对于ARM64,定义在arch/arm/include/asm/memory.h文件中,当然,这个定义是和内存所占据的物理地址空间有关(即和PHYS_OFFSET的定义有关)。

2、Discontiguous Memory Model。代码如下:

Discontiguous Memory Model需要获取node id,只要找到node id,一切都好办了,比对flat memory model进行就OK了。因此对于__pfn_to_page的定义,可以首先通过arch_pfn_to_nid将PFN转换成node id,通过NODE_DATA宏定义可以找到该node对应的pglist_data数据结构,该数据结构的node_start_pfn记录了该node的第一个page frame number,因此,也就可以得到其对应struct page在node_mem_map的偏移。__page_to_pfn类似,大家可以自己分析。

3、Sparse Memory Model。经典算法的代码我们就不看了,一起看看配置了SPARSEMEM_VMEMMAP的代码,如下:

简单而清晰,PFN就是vmemmap这个struct page数组的index啊。对于ARM64而言,vmemmap定义如下:

毫无疑问,我们需要在虚拟地址空间中分配一段地址来安放struct page数组(该数组包含了所有物理内存跨度空间page),也就是VMEMMAP_START的定义。


文本来自:

http://www.wowotech.net/memory_management/memory_model.html

(完)

"Linux阅码场"是专业的Linux及系统软件技术交流社区,Linux系统人才培养基地,企业和Linux人才的连接枢纽。


查看我们精华技术文章请移步:

Linuxer精华文章汇总


求职招聘请移步:

Linuxer: 连接企业和Linux人才的platform总线


扫描二维码关注我们 

如果觉得好,请

转发

转发

转发


    Linuxer 最新文章:
    Linuxer 热门文章:

    块层介绍 第二篇: request层  阅读/点赞 : 0/0