Все о Linux. LinuxRSP.Ru


Cвежие новости Linux и BSD, анонсы статей и книг прямо в почтовый ящик!
Подписаться письмом


 Сегодняшние новости:

25 лет исполнилось ядру Linux

Релиз KDevelop 5.0

Oracle открывает код JDK9 для ARM

Выпущен Timewarrior 1.0.0

Релиз Android 7.0

Percona Memory Engine для MongoDB на базе WiredTiger

PowerShell открыт и доступен для Linux

Форк TrueCrypt: VeraCrypt 1.18

Релиз Snapcraft 2.14

Релиз Go 1.7

Стабильный выпуск рабочего стола Lumina

Вышла первая версия аналога OpenCV - DCV 0.1

Выпуск минималистичной программы для мониторинга jsonmon 3

В MIT разработали новый язык программирования

Первый релиз Qt5Gtk2

Godot 2.1 - новая версия открытого игрового движка

Свободная цифровая станция звукозаписи: Ardour 5.0

Обновление SkypeWeb Plugin for Pidgin

Вышла версия 3.0 Android File Transfer для Linux (и для OS X)

Программный аналог MIDI-контроллера для создания музыки: Launchpadd v1.3

Mozilla спонсирует поддержку Python 3.5 в PyPy

Ef 0.08 - программа для моделирования динамики заряженных частиц

Обновление текстового редактора TEA до версии 42.0.0

Релиз OpenOrienteering Mapper 0.6.4

Вышли Guix и GuixSD 0.11

Релиз Opera 39

Выпуск LibreOffice 5.2

В OpenSSH обнаружены и устранены некоторые уязвимости

Эмулятор FCEUX 2.2.3

Компания Билайн переходит на российскую СУБД с открытым исходным кодом Tarantool

Google

 Новые статьи :

Утилиты для восстановления потерянных данных в Linux

Лучшие файловые менеджеры для Android

20 лучших бесплатных книг о Linux

Как сгенерировать открытый/закрытый SSH-ключ в Linux

Grive - клиент Google Drive для Linux с открытым исходным кодом

Протокол IPv6: варианты подключения

Сервер из образа: DHCP + TFTP + Initrd + OpenVZ

Обзор веб-панелей управления хостингом

Приёмы работы с Vim

Nginx как Reverse Proxy для сайта, использующего SSL

Разработка модулей ядра Linux

Мониторинг нагрузки http-сервера Apache 2

Перевод комментариев к файлу конфигурации Squid

Решение проблем при использовании "1c предприятие" 8.2 в Linux

Advanced Bash-Scripting Guide Искусство программирования на языке сценариев командной оболочки







Rambler's Top100





 
 

Как Linux работает с памятью.


Случилось мне однажды поинтересоваться как же ядро работает с самым дорогим что у него есть, с памятью. Первые попытки  разобраться с налету что и как ни к чему не привели. Не все так просто как хотелось бы. Отовсюду торчат концы, вроде все ясно, но как связать их воедино...

Возникла мысль обратиться к прошлому , чтобы по крайней мере разобраться как все это развивалось (версия 0.1). Это помогло понять и современное ядро. В дальнейшем речь пойдет о ядрах серии 2.2 об изменениях в 2.4 будет сообщено особо.

Не буду углубляться в тонкости функционирования защищенного режима процессора об этом написаны целые фолианты. Посмотрим только самую суть.

Итак, в овнове всего лежат страницы памяти. В ядре они описываются структурой mem_map_t.

typedef struct page {
        /* these must be first (free area handling) */
        struct page *next;
        struct page *prev;
        struct inode *inode;
        unsigned long offset;
        struct page *next_hash;
        atomic_t count;
        unsigned long flags;    /* atomic flags, some possibly updated asynchronously */
        struct wait_queue *wait;
        struct page **pprev_hash;
        struct buffer_head * buffers;
} mem_map_t;

Уже тут наблюдается наворороченность. Множество всяких ссылок. Все они используются . Одна страница может находиться в разных списках , например и всписке страниц в страничном кеше и в списке страниц относящихся к отображенному в память файлу (inode).В структуре описывающей последний можно найти и обратную ссылку,что очень удобно.

Все страницы адресуются глобальным указателем mem_map

mem_map_t * mem_map

Адресация страниц порисходит очень хитро. Если раньше в структуре  page было отдельное поле указывающее на физический адрес (map_nr), то теперь он вычисляется

static inline unsigned long page_address(struct page * page)
{
        return PAGE_OFFSET + PAGE_SIZE * (page - mem_map);
}

Свободные страницы  хранятся в особой структуре free_area

static struct free_area_struct free_area[NR_MEM_TYPES][NR_MEM_LISTS];

, где первое поле отвечает за тип области : Ядра, Пользователя, DMA и.т.д. И обрабатываются по очень хитрому алгоритму.

Страницы делятся на свободные непрерывные обрасти размера 2 в степени x  умноженной на размер страницы ( (2^x)*PAGE_SIZE ). Области одного размера лежат в одной области массива.

....
|------
|Свободные Страницы размера PAGE_SIZE*4 ---> список свободных областей
|------
|Свободные Страницы размера PAGE_SIZE*2 ---> список свободных областей
|------
|Свободные Страницы размера PAGE_SIZE  ---> список свободных областей
|------

Выделяет страницу функция get_free_pages(order).  Она выделяет  страницы составляющие область размера PAGE_SIZE*(2^order). Ищется область соответствующего размера или больше. Если есть только область большего размера то она делится  на несколько маленьких и берется нужный кусок. Если свободных страниц недостаточно, то некоторые будут сброшены в область подкачки и процесс выделенения начнется снова.

Возвращает страницу функция free_pages(struct page, order). Высвобождает страницы начинающиеся с page размера PAGE_SIZE*(2^order). Область возвращается в массив свободных обрастей  в соответствующую позицию и после этого происходит попытка объединить несколько областей для создания одной большего размера.

Отсутствие страницы в памяти обрабатыватся ядром особо.  Страница может или вообще отсутствовать или находиться в области подкачки.

Вот собственно и вся базовая работа с реальными страницами.Самое время вспомнить, что процесс работает все-каки с виртуальными адресами, а не с физическими. Преобразование происходит посредством вичислений, используя таблицы дескрипторов, и каталоги таблиц. Linux поддерживает 3 уровня таблиц: каталог таблиц первого уровня (PGD - Page Table Directory),каталог таблиц второго уровня (PMD - Medium Page Table Diractory), и наконец таблица дескрипторов (PTE - Page Table Entry). Реально конкректным процессором могут поддерживаться не все уровни, но запас позволяет поддерживать больше возможных архитектур (Intel имеет 2 уровня таблиц, а Alpha - целых 3 ). Преобразование виртуального адреса в физический происходит соответственно в 3 этапа. Берется указатель PGD, имеющийся в структуре описывающий каждый процесс, преобразуется в указатель записи PMD, а последний преобразуется в указатель в таблице дескрипторов PTE. И наконец к реальному адресу указывающему на начало страницы прибавляют смещение от ее начала.

        page_dir = pgd_offset(vma->vm_mm, address);
        if (pgd_none(*page_dir))
                return;
        if (pgd_bad(*page_dir)) {
                printk("bad page table directory entry %p:[%lx]\n", page_dir, pgd_val(*page_dir));
                pgd_clear(page_dir);
                return;
        }
        page_middle = pmd_offset(page_dir, address);
        if (pmd_none(*page_middle))
                return;
        if (pmd_bad(*page_middle)) {
                printk("bad page table directory entry %p:[%lx]\n", page_dir, pgd_val(*page_dir));
                pmd_clear(page_middle);
                return;
        }
        page_table = pte_offset(page_middle, address);

Вообще-то все данные об используемой процессом памяти помещаются в структуре mm_struct

struct mm_struct {
        struct vm_area_struct *mmap;            /* Список отображенных областей  */
        struct vm_area_struct *mmap_avl;        /* Те же области но уже в виде дерева для более быстрого поиска*/
        struct vm_area_struct *mmap_cache;      /* Последняя найденная область*/
        pgd_t * pgd;                                                 /*Каталог таблиц*/
        atomic_t count;
        int map_count;                          /* Количество областей*/
        struct semaphore mmap_sem;
        unsigned long context;
        unsigned long start_code, end_code, start_data, end_data;
        unsigned long start_brk, brk, start_stack;
        unsigned long arg_start, arg_end, env_start, env_end;
        unsigned long rss, total_vm, locked_vm;
        unsigned long def_flags;
        unsigned long cpu_vm_mask;
        unsigned long swap_cnt; /* number of pages to swap on next pass */
        unsigned long swap_address;
        /*
         * This is an architecture-specific pointer: the portable
         * part of Linux does not know about any segments.
         */
        void * segments;
};
 
 

Сразу замечаем, что помимо вполне понятных указателей на начало данных (start_code, end_code ...) кода и стека есть указатели на данные отображенных файлов (mmap). Это надо сказать особенность Linux - тащить в себя все что только можно. Может быть это и хорошо, но с другой стороны так разбазариваться памятью (вспомним еще буфера ввода/вывода при файловой системе, которые тоже будут кушать все новую память пока она есть) Данный подход может негативно отразиться на стабильности системы, ведь для запуска какого-то жизненно необходимого процесса может потребоваться время на освобождение лишних кешей. Простенькая проверка на потерю свободной памяти: введите команду "cat /dev/mem >/image " и посмотрите сколько свободной памяти после этого осталось. Если вам это не нравится, то обратите взгляд на функцию invalidate_inode_pages(* struct_inode), освобождающую страничный кэш для данного файла.
При любом открытии файла, он сразу же отображается в память и добавляется в страничный кэш. Реальный же запрос на отображение файла только возвращает адрес на уже скешированные страницы.
На уровне процесса работа может вестить как со страницами напямую, так и через абстрактную структуру vm_area_struct
 

struct vm_area_struct {
        struct mm_struct * vm_mm;       /* VM area parameters */
        unsigned long vm_start;
        unsigned long vm_end;

        /* linked list of VM areas per task, sorted by address */
        struct vm_area_struct *vm_next;

        pgprot_t vm_page_prot;
        unsigned short vm_flags;

        /* AVL tree of VM areas per task, sorted by address */
        short vm_avl_height;
        struct vm_area_struct * vm_avl_left;
        struct vm_area_struct * vm_avl_right;

        /* For areas with inode, the list inode->i_mmap, for shm areas,
         * the list of attaches, otherwise unused.
         */
        struct vm_area_struct *vm_next_share;
        struct vm_area_struct **vm_pprev_share;

        struct vm_operations_struct * vm_ops;
        unsigned long vm_offset;
        struct file * vm_file;
        unsigned long vm_pte;                   /* shared mem */
};

struct vm_operations_struct {
        void (*open)(struct vm_area_struct * area);
        void (*close)(struct vm_area_struct * area);
        void (*unmap)(struct vm_area_struct *area, unsigned long, size_t);
        void (*protect)(struct vm_area_struct *area, unsigned long, size_t, unsigned int newprot);
        int (*sync)(struct vm_area_struct *area, unsigned long, size_t, unsigned int flags);
        void (*advise)(struct vm_area_struct *area, unsigned long, size_t, unsigned int advise);
        unsigned long (*nopage)(struct vm_area_struct * area, unsigned long address, int write_access);
        unsigned long (*wppage)(struct vm_area_struct * area, unsigned long address,
                unsigned long page);
        int (*swapout)(struct vm_area_struct *, struct page *);
        pte_t (*swapin)(struct vm_area_struct *, unsigned long, unsigned long);
};

Идея данной структуры возникла из идеи виртуальной файловой системы, поэтому все операции над виртуальными областями абстрактны и могут быть специфичными для разных типов памяти, например при отображении файлов операции чтения одни а при отображении памяти (через файл /dev/mem ) совершенно другие. Первоначально vm_area_struct появилась для обеспечения нужд отображения, но постепенно распространяется и на другие области.

Что делать, когда требуется получить новую область памяти. Есть целых 3 способа.

1. Уже знакомый get_free_page()
2. kmalloc - Простенькая (по возможностям, но отнюдь не коду) процедура с большими ограничениями по выделению новых областей и по их размеру.
3. vmalloc - Мощная процедура, работающая с виртуальной памятью, может выделять большие объемы памяти.

С каждой из двух процедур в ядре связаны еще по списку свободных/занятых областей, что еще больше усложняет понимание работы с памятью. (vmlist    для    vmalloc, kmem_cash для kmalloc)

Что же в 2.4.

Добавлена поддержка новой архитектуры памяти NUMA. В противовес классической UMA память делится на зоны с разным временем доступа к каждой из них . Это очень полезно и для кластерных решений. В связи с этим появились новые обертки на функции и найти суть стало еще сложнее. Появилась также поддержка памяти до 64Гб.
Раньше для всех  файловых систем был один generic_file_read и generic_file_mmap в связи с тотальным засасыванием всего подряд в память при чтении (различия делались уже только на уровне inode->readpage). Теперь появился и generic_file_write. В общем еще пара таких generic и прощай виртуальная файловая система.

Но посмотрим - увидим. Ведь Linux развивается очень быстро и не всегда предсказуемо.
 

Stanislav Ievlev.
inger@linux.ru.net


      

Связь | О проекте LinuxRSP | Реклама | О Linux
© 1999-2017 LinuxRSP