Linux内核设计与实现之内存管理

pulbieup

内核的内存使用不像用户空间那样随意，内核的内存出现错误时也只有靠自己来解决（用户空间的内存错误可以抛给内核来解决）。

所有内核的内存管理必须要简洁而且高效。

主要内容：

• 内存的管理单元
• 获取内存的方法
• 获取高端内存
• 内核内存的分配方式
• 总结
  

& u9 ]8 @, F. b/ v: }1. 内存的管理单元

内存最基本的管理单元是页，同时按照内存地址的大小，大致分为3个区。

, i% j: Q/ A0 O2 E% B% f1.1 页

页的大小与体系结构有关，在 x86 结构中一般是 4KB或者8KB。

可以通过 getconf 命令来查看系统的page的大小：

[wangyubin@localhost ]$ getconf -a | grep -i 'page'PAGESIZE                           4096PAGE_SIZE                          4096_AVPHYS_PAGES                      637406_PHYS_PAGES                        2012863

以上的 PAGESIZE 就是当前机器页大小，即 4KB

页的结构体头文件是： <linux/mm_types.h> 位置：include/linux/mm_types.h

/* * 页中包含的成员非常多，还包含了一些联合体 * 其中有些字段我暂时还不清楚含义，以后再补上。。。 */struct page {    unsigned long flags;    /* 存放页的状态，各种状态参见<linux/page-flags.h> */    atomic_t _count;        /* 页的引用计数 */    union {        atomic_t _mapcount;    /* 已经映射到mms的pte的个数 */        struct {        /* 用于slab层 */            u16 inuse;            u16 objects;        };    };    union {        struct {        unsigned long private;        /* 此page作为私有数据时，指向私有数据 */        struct address_space *mapping;    /* 此page作为页缓存时，指向关联的address_space */        };#if USE_SPLIT_PTLOCKS        spinlock_t ptl;#endif        struct kmem_cache *slab;    /* 指向slab层 */        struct page *first_page;    /* 尾部复合页中的第一个页 */    };    union {        pgoff_t index;        /* Our offset within mapping. */        void *freelist;        /* SLUB: freelist req. slab lock */    };    struct list_head lru;    /* 将页关联起来的链表项 */#if defined(WANT_PAGE_VIRTUAL)    void *virtual;            /* 页的虚拟地址 */#endif /* WANT_PAGE_VIRTUAL */#ifdef CONFIG_WANT_PAGE_DEBUG_FLAGS    unsigned long debug_flags;    /* Use atomic bitops on this */#endif#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};
) i3 F- L8 }( |. n$ F, J. C3 d! s! d

物理内存的每个页都有一个对应的 page 结构，看似会在管理上浪费很多内存，其实细细算来并没有多少。

比如上面的page结构体，每个字段都算4个字节的话，总共40多个字节。(union结构只算一个字段)

: e$ s# g: t$ e" i

那么对于一个页大小 4KB 的 4G内存来说，一个有 4*1024*1024 / 4 = 1048576 个page，

一个page 算40个字节，在管理内存上共消耗内存 40MB左右。

如果页的大小是 8KB 的话，消耗的内存只有 20MB 左右。相对于 4GB 来说并不算很多。

1.2 区

页是内存管理的最小单元，但是并不是所有的页对于内核都一样。

内核将内存按地址的顺序分成了不同的区，有的硬件只能访问有专门的区。

内核中分的区定义在头文件 <linux/mmzone.h> 位置：include/linux/mmzone.h

内存区的种类参见 enum zone_type 中的定义。

7 j( S1 u; C4 ]$ s% s

内存区的结构体定义也在 <linux/mmzone.h> 中。

具体参考其中 struct zone 的定义。

* a) n) {6 S) g) Z1 P( _9 m

其实一般主要关注的区只有3个：

区	描述	物理内存
ZONE_DMA	DMA使用的页	<16MB
ZONE_NORMAL	正常可寻址的页	16～896MB
ZONE_HIGHMEM	动态映射的页	>896MB

某些硬件只能直接访问内存地址，不支持内存映射，对于这些硬件内核会分配 ZONE_DMA 区的内存。

某些硬件的内存寻址范围很广，比虚拟寻址范围还要大的多，那么就会用到 ZONE_HIGHMEM 区的内存，

对于 ZONE_HIGHMEM 区的内存，后面还会讨论。

对于大部分的内存申请，只要用 ZONE_NORMAL 区的内存即可。

  W2 c4 e, S+ }1 o) ?& Y5 w, m6 E6 X2. 获取内存的方法

内核中提供了多种获取内存的方法，了解各种方法的特点，可以恰当的将其用于合适的场景。

8 O# U. f( _/ Z, j* D  E; X5 u2.1 按页获取 - 最原始的方法，用于底层获取内存的方式

以下分配内存的方法参见：<linux/gfp.h>

方法	描述
alloc_page(gfp_mask)	只分配一页，返回指向页结构的指针
alloc_pages(gfp_mask, order)	分配 2^order 个页，返回指向第一页页结构的指针
__get_free_page(gfp_mask)	只分配一页，返回指向其逻辑地址的指针
__get_free_pages(gfp_mask, order)	分配 2^order 个页，返回指向第一页逻辑地址的指针
get_zeroed_page(gfp_mask)	只分配一页，让其内容填充为0，返回指向其逻辑地址的指针

$ ^8 Z) [7 j0 M% W  S

alloc** 方法和 get** 方法的区别在于，一个返回的是内存的物理地址，一个返回内存物理地址映射后的逻辑地址。

如果无须直接操作物理页结构体的话，一般使用 get** 方法。

' q) m7 q! ^7 r7 K  i0 [+ j" b

相应的释放内存的函数如下：也是在 <linux/gfp.h> 中定义的

extern void __free_pages(struct page *page, unsigned int order);extern void free_pages(unsigned long addr, unsigned int order);extern void free_hot_page(struct page *page);
0 B& F" H. ^+ T/ Q8 ~7 i. D: R

在请求内存时，参数中有个 gfp_mask 标志，这个标志是控制分配内存时必须遵守的一些规则。

gfp_mask 标志有3类：(所有的 GFP 标志都在 <linux/gfp.h> 中定义)

• 行为标志 ：控制分配内存时，分配器的一些行为
• 区标志   ：控制内存分配在那个区(ZONE_DMA, ZONE_NORMAL, ZONE_HIGHMEM 之类)
• 类型标志 ：由上面2种标志组合而成的一些常用的场景
  

  t/ i  P6 E  X) e+ ?0 Z

行为标志主要有以下几种：

行为标志	描述
__GFP_WAIT	分配器可以睡眠
__GFP_HIGH	分配器可以访问紧急事件缓冲池
__GFP_IO	分配器可以启动磁盘I/O
__GFP_FS	分配器可以启动文件系统I/O
__GFP_COLD	分配器应该使用高速缓存中快要淘汰出去的页
__GFP_NOWARN	分配器将不打印失败警告
__GFP_REPEAT	分配器在分配失败时重复进行分配，但是这次分配还存在失败的可能
__GFP_NOFALL	分配器将无限的重复进行分配。分配不能失败
__GFP_NORETRY	分配器在分配失败时不会重新分配
__GFP_NO_GROW	由slab层内部使用
__GFP_COMP	添加混合页元数据，在 hugetlb 的代码内部使用

/ M! u* H. C* c+ H2 ?& j$ q1 O

区标志主要以下3种：

区标志	描述
__GFP_DMA	从 ZONE_DMA 分配
__GFP_DMA32	只在 ZONE_DMA32 分配 (注1)
__GFP_HIGHMEM	从 ZONE_HIGHMEM 或者 ZONE_NORMAL 分配 (注2)

注1：ZONE_DMA32 和 ZONE_DMA 类似，该区包含的页也可以进行DMA操作。
         唯一不同的地方在于，ZONE_DMA32 区的页只能被32位设备访问。
1 e5 j( N2 @/ j% j# O- g  q3 y1 H1 E注2：优先从 ZONE_HIGHMEM 分配，如果 ZONE_HIGHMEM 没有多余的页则从 ZONE_NORMAL 分配。

& ?' w8 L) Y0 i7 n( O9 f$ O

类型标志是编程中最常用的，在使用标志时，应首先看看类型标志中是否有合适的，如果没有，再去自己组合 行为标志和区标志。

类型标志	实际标志	描述
GFP_ATOMIC	__GFP_HIGH	这个标志用在中断处理程序，下半部，持有自旋锁以及其他不能睡眠的地方
GFP_NOWAIT	0	与 GFP_ATOMIC 类似，不同之处在于，调用不会退给紧急内存池。 ' K2 L  i* K$ |6 e& g8 X7 b这就增加了内存分配失败的可能性
GFP_NOIO	__GFP_WAIT	这种分配可以阻塞，但不会启动磁盘I/O。 这个标志在不能引发更多磁盘I/O时能阻塞I/O代码，可能会导致递归
GFP_NOFS	(__GFP_WAIT ｜ __GFP_IO)	这种分配在必要时可能阻塞，也可能启动磁盘I/O，但不会启动文件系统操作。 这个标志在你不能再启动另一个文件系统的操作时，用在文件系统部分的代码中
GFP_KERNEL	(__GFP_WAIT ｜ __GFP_IO ｜ __GFP_FS )	这是常规的分配方式，可能会阻塞。这个标志在睡眠安全时用在进程上下文代码中。 为了获得调用者所需的内存，内核会尽力而为。这个标志应当为首选标志
GFP_USER	(__GFP_WAIT ｜ __GFP_IO ｜ __GFP_FS )	这是常规的分配方式，可能会阻塞。用于为用户空间进程分配内存时
GFP_HIGHUSER	(__GFP_WAIT ｜ __GFP_IO ｜ __GFP_FS )｜__GFP_HIGHMEM)	从 ZONE_HIGHMEM 进行分配，可能会阻塞。用于为用户空间进程分配内存
GFP_DMA	__GFP_DMA	从 ZONE_DMA 进行分配。需要获取能供DMA使用的内存的设备驱动程序使用这个标志 通常与以上的某个标志组合在一起使用。

% I& B8 y; |; Q) Z! r+ @0 A

以上各种类型标志的使用场景总结：

场景	相应标志
进程上下文，可以睡眠	使用 GFP_KERNEL
进程上下文，不可以睡眠	使用 GFP_ATOMIC，在睡眠之前或之后以 GFP_KERNEL 执行内存分配
中断处理程序	使用 GFP_ATOMIC
软中断	使用 GFP_ATOMIC
tasklet	使用 GFP_ATOMIC
需要用于DMA的内存，可以睡眠	使用 (GFP_DMA｜GFP_KERNEL)
需要用于DMA的内存，不可以睡眠	使用 (GFP_DMA｜GFP_ATOMIC)，或者在睡眠之前执行内存分配

2.2 按字节获取 - 用的最多的获取方法

这种内存分配方法是平时使用比较多的，主要有2种分配方法：kmalloc()和vmalloc()

kmalloc的定义在 <linux/slab_def.h> 中

% k( F" k! L, V8 S5 S/** * @size  - 申请分配的字节数 * @flags - 上面讨论的各种 gfp_mask */static __always_inline void *kmalloc(size_t size, gfp_t flags)#+end_srcvmalloc的定义在 mm/vmalloc.c 中#+begin_src C/** * @size - 申请分配的字节数 */void *vmalloc(unsigned long size)

kmalloc 和 vmalloc 区别在于：

• kmalloc 分配的内存物理地址是连续的，虚拟地址也是连续的
• vmalloc 分配的内存物理地址是不连续的，虚拟地址是连续的
  

因此在使用中，用的较多的还是 kmalloc，因为kmalloc 的性能较好。

因为kmalloc的物理地址和虚拟地址之间的映射比较简单，只需要将物理地址的第一页和虚拟地址的第一页关联起来即可。

而vmalloc由于物理地址是不连续的，所以要将物理地址的每一页都和虚拟地址关联起来才行。

0 K+ I) w+ l& g* z5 o) R+ E

kmalloc 和 vmalloc 所对应的释放内存的方法分别为：

void kfree(const void *)void vfree(const void *)
4 e( p3 ~3 X, q2 O8 `4 U* O
4 z  M2 Z+ f4 G* @% }% O2 R2.3 slab层获取 - 效率最高的获取方法

频繁的分配/释放内存必然导致系统性能的下降，所以有必要为频繁分配/释放的对象内心建立缓存。

而且，如果能为每个处理器建立专用的高速缓存，还可以避免 SMP锁带来的性能损耗。

6 J3 E5 p. [* K3 M! M% j2.3.1 slab层实现原理

linux中的高速缓存是用所谓 slab 层来实现的，slab层即内核中管理高速缓存的机制。

整个slab层的原理如下：

• 可以在内存中建立各种对象的高速缓存(比如进程描述相关的结构 task_struct 的高速缓存)
• 除了针对特定对象的高速缓存以外，也有通用对象的高速缓存
• 每个高速缓存中包含多个 slab，slab用于管理缓存的对象
• slab中包含多个缓存的对象，物理上由一页或多个连续的页组成
  ! x3 B  m2 m$ z: X4 H

; g/ H! P4 J7 C4 R$ p- t  d

高速缓存->slab->缓存对象之间的关系如下图：

2.3.2 slab层的应用

slab结构体的定义参见：mm/slab.c

0 b7 `" w! ^$ t4 H9 Z9 Estruct slab {    struct list_head list;   /* 存放缓存对象，这个链表有 满，部分满，空 3种状态  */    unsigned long colouroff; /* slab 着色的偏移量 */    void *s_mem;             /* 在 slab 中的第一个对象 */    unsigned int inuse;         /* slab 中已分配的对象数 */    kmem_bufctl_t free;      /* 第一个空闲对象(如果有的话) */    unsigned short nodeid;   /* 应该是在 NUMA 环境下使用 */};
7 t6 k* Y. F+ k" Z; `
' J5 w- l% ~. I# j( F8 ~" b/ ?

slab层的应用主要有四个方法：

• 高速缓存的创建
• 从高速缓存中分配对象
• 向高速缓存释放对象
• 高速缓存的销毁
  

! R5 `8 X+ H0 \/ @7 R8 \. d/** * 创建高速缓存 * 参见文件： mm/slab.c * 这个函数的注释很详细，这里就不多说了。 */struct kmem_cache *kmem_cache_create (const char *name, size_t size, size_t align,    unsigned long flags, void (*ctor)(void *))/** * 从高速缓存中分配对象也很简单 * 函数参见文件：mm/slab.c * @cachep - 指向高速缓存指针 * @flags  - 之前讨论的 gfp_mask 标志，只有在高速缓存中所有slab都没有空闲对象时， *           需要申请新的空间时，这个标志才会起作用。 * * 分配成功时，返回指向对象的指针 */void *kmem_cache_alloc(struct kmem_cache *cachep, gfp_t flags)/** * 向高速缓存释放对象 * @cachep - 指向高速缓存指针 * @objp   - 要释放的对象的指针 */void kmem_cache_free(struct kmem_cache *cachep, void *objp)/** * 销毁高速缓存 * @cachep - 指向高速缓存指针  */void kmem_cache_destroy(struct kmem_cache *cachep)

我做了创建高速缓存的例子，来尝试使用上面的几个函数。

测试代码如下：(其中用到的 kn_common.h 和 kn_common.c 参见之前的博客《Linux内核设计与实现》读书笔记（六）- 内核数据结构)

#include <linux/slab.h>#include <linux/slab_def.h>#include "kn_common.h"MODULE_LICENSE("Dual BSD/GPL");#define MYSLAB "testslab"static struct kmem_cache *myslab;/* 申请内存时调用的构造函数 */static void ctor(void* obj){    printk(KERN_ALERT "constructor is running....\n");}struct student{    int id;    char* name;};static void print_student(struct student *);static int testslab_init(void){    struct student *stu1, *stu2;        /* 建立slab高速缓存，名称就是宏 MYSLAB */    myslab = kmem_cache_create(MYSLAB,                               sizeof(struct student),                               0,                               0,                               ctor);    /* 高速缓存中分配2个对象 */    printk(KERN_ALERT "alloc one student....\n");    stu1 = (struct student*)kmem_cache_alloc(myslab, GFP_KERNEL);    stu1->id = 1;    stu1->name = "wyb1";    print_student(stu1);        printk(KERN_ALERT "alloc one student....\n");    stu2 = (struct student*)kmem_cache_alloc(myslab, GFP_KERNEL);    stu2->id = 2;    stu2->name = "wyb2";    print_student(stu2);        /* 释放高速缓存中的对象 */    printk(KERN_ALERT "free one student....\n");    kmem_cache_free(myslab, stu1);    printk(KERN_ALERT "free one student....\n");    kmem_cache_free(myslab, stu2);    /* 执行完后查看 /proc/slabinfo 文件中是否有名称为 “testslab”的缓存 */    return 0;}static void testslab_exit(void){    /* 删除建立的高速缓存 */    printk(KERN_ALERT "*************************\n");    print_current_time(0);    kmem_cache_destroy(myslab);    printk(KERN_ALERT "testslab is exited!\n");    printk(KERN_ALERT "*************************\n");    /* 执行完后查看 /proc/slabinfo 文件中是否有名称为 “testslab”的缓存 */}static void print_student(struct student *stu){    if (stu != NULL)    {        printk(KERN_ALERT "**********student info***********\n");        printk(KERN_ALERT "student id   is: %d\n", stu->id);        printk(KERN_ALERT "student name is: %s\n", stu->name);        printk(KERN_ALERT "*********************************\n");    }    else        printk(KERN_ALERT "the student info is null!!\n");    }module_init(testslab_init);module_exit(testslab_exit);
6 [8 R! m6 B7 B* F) t# ?8 p
) |; n$ G+ d. ^6 @( M4 v

Makefile文件如下：

% R. J. \& E) [. ]# must complile on customize kernelobj-m += myslab.omyslab-objs := testslab.o kn_common.o#generate the pathCURRENT_PATH:=$(shell pwd)#the current kernel version numberLINUX_KERNEL:=$(shell uname -r)#the absolute pathLINUX_KERNEL_PATH:=/usr/src/kernels/$(LINUX_KERNEL)#complie objectall:    make -C $(LINUX_KERNEL_PATH) M=$(CURRENT_PATH) modules    rm -RF modules.order Module.symvers .*.cmd *.o *.mod.c .tmp_versions *.unsigned#cleanclean:    rm -rf modules.order Module.symvers .*.cmd *.o *.mod.c *.ko .tmp_versions *.unsigned
6 ]% ]6 m' B) o$ B
% h9 w1 j1 b: q3 E

执行测试代码：(我是在 centos6.3 x64 上实验的)

8 x2 h# n9 q6 E% `, f. d[root@vbox chap12]# make[root@vbox chap12]# insmod myslab.ko [root@vbox chap12]# dmesg | tail -220 # 可以看到第一次申请内存时，系统一次分配很多内存用于缓存(构造函数执行了多次)[root@vbox chap12]# cat /proc/slabinfo | grep test #查看我们建立的缓存名在不在系统中testslab               0      0     16  202    1 : tunables  120   60    0 : slabdata      0      0      0[root@vbox chap12]# rmmod myslab.ko #卸载内核模块[root@vbox chap12]# cat /proc/slabinfo | grep test #我们的缓存名已经不在系统中了
0 e5 Q% K+ H1 N) L+ I9 ]
3 A& L0 E+ e" E- K0 }
2 D& {( k2 p% K5 a) R/ d! O* |3. 获取高端内存

高端内存就是之前提到的 ZONE_HIGHMEM 区的内存。

在x86体系结构中，这个区的内存不能映射到内核地址空间上，也就是没有逻辑地址，

为了使用 ZONE_HIGHMEM 区的内存，内核提供了永久映射和临时映射2种手段：

3.1 永久映射

永久映射的函数是可以睡眠的，所以只能用在进程上下文中。

/* 将 ZONE_HIGHMEM 区的一个page永久的映射到内核地址空间 * 返回值即为这个page对应的逻辑地址 */static inline void *kmap(struct page *page)/* 允许永久映射的数量是有限的，所以不需要高端内存时，应该及时的解除映射 */static inline void kunmap(struct page *page)

. i. |6 Y1 ?2 h  N
3.2 临时映射

临时映射不会阻塞，也禁止了内核抢占，所以可以用在中断上下文和其他不能重新调度的地方。

/** * 将 ZONE_HIGHMEM 区的一个page临时映射到内核地址空间 * 其中的 km_type 表示映射的目的， * enum kn_type 的定义参见：<asm/kmap_types.h> */static inline void *kmap_atomic(struct page *page, enum km_type idx)/* 相应的解除映射是个宏 */#define kunmap_atomic(addr, idx)    do { pagefault_enable(); } while (0)

以上的函数都在 <linux/highmem.h> 中定义的。

' Y7 Z% Z3 S! x, X3 g/ d1 {4. 内核内存的分配方式

内核的内存分配和用户空间的内存分配相比有着更多的限制条件，同时也有着更高的性能要求。

下面讨论2个和用户空间不同的内存分配方式。

9 G. E& [: k0 Y6 j0 b4 Q4.1 内核栈上的静态分配

用户空间中一般不用担心栈上的内存不足，也不用担心内存的管理问题(比如内存越界之类的)，

即使出了异常也有内核来保证系统的正常运行。

/ q. C' [! N) W: J( p; A

而在内核空间则完全不一样，不仅栈空间有限，而且为了管理的效率和尽量减少问题的发生，

内核栈一般都是小而且固定的。

- l, _# q- Z$ K! [

在x86体系结构中，内核栈的大小一般就是1页或2页，即 4KB ~ 8KB

内核栈可以在编译内核时通过配置选项将内核栈配置为1页，

配置为1页的好处是分配时比较简单，只有一页，不存在内存碎片的情况，因为一页是本就是分配的最小单位。

当有中断发生时，如果共享内核栈，中断程序和被中断程序共享一个内核栈会可能导致空间不足，

于是，每个进程除了有个内核栈之外，还有一个中断栈，中断栈一般也就1页大小。

查看当前系统内核栈大小的方法：

[xxxxx@localhost ~]$ ulimit -a | grep 'stack'stack size              (kbytes, -s) 8192

% j! O! _8 Q* R: N7 P1 n4 i# m8 Q( J4.2 按CPU分配

与单CPU环境不同，SMP环境下的并行是真正的并行。单CPU环境是宏观并行，微观串行。

真正并行时，会有更多的并发问题。

假定有如下场景：

# F1 V* U3 W- |! o4 U' z4 rvoid* p;if (p == NULL){/* 对 P 进行相应的操作，最终 P 不是NULL了 */}else{/* P 不是NULL，继续对 P 进行相应的操作 */}
: c6 W, _& o) W: |/ Z  ~; p

在上述场景下，可能会有以下的执行流程：

• 刚开始 p == NULL
• 线程A 执行到 [if (p == NULL)] ，刚进入 if 内的代码时被线程B 抢占
  % @/ b* N% P$ c9 |8 X1 w  由于线程A 还没有执行 if 内的代码，所以 p 仍然是 NULL
• 线程B 抢占到CPU后开始执行，执行到 [if (p == NULL)]时， 发现 p 是 NULL，执行 if 内的代码
• 线程B 执行完后，线程A 重新被调度，继续执行 if 的代码
    其实此时由于线程B 已经执行完，p 已经不是 NULL了，线程A 可能会破坏线程B 已经完成的处理，导致数据不一致
  

4 Z) s8 k/ F" R: ~, f, i# O

在单CPU环境下，上述情况无需加锁，只需在 if 处理之前禁止内核抢占，在 else 处理之后恢复内核抢占即可。

而在SMP环境下，上述情况必须加锁，因为禁止内核抢占只能禁止当前CPU的抢占，其他的CPU仍然调度线程B 来抢占线程A 的执行

- f) d' c' [  U# d: S5 F1 {# @

SMP环境下加锁过多的话，会严重影响并行的效率，如果是自旋锁的话，还会浪费其他CPU的执行时间。

所以内核中才有了按CPU分配数据的接口。

按CPU分配数据之后，每个CPU自己的数据不会被其他CPU访问，虽然浪费了一点内存，但是会使系统更加的简洁高效。

  Z/ i; n1 e& h! W! C7 ]. ^4.2.1 按CPU分配的优势

按CPU来分配数据主要有2个优点：

• 最直接的效果就是减少了对数据的锁，提高了系统的性能
• 由于每个CPU有自己的数据，所以处理器切换时可以大大减少缓存失效的几率 (*注1)
  6 g9 c% {+ E* l. a

注1：如果一个处理器操作某个数据，而这个数据在另一个处理器的缓存中时，那么存放这个数据的那个

处理器必须清理或刷新自己的缓存。持续的缓存失效成为缓存抖动，对系统性能影响很大。

4.2.2 编译时分配

可以在编译时就定义分配给每个CPU的变量，其分配的接口参见：<linux/percpu-defs.h>

/* 给每个CPU声明一个类型为 type，名称为 name 的变量 */DECLARE_PER_CPU(type, name)/* 给每个CPU定义一个类型为 type，名称为 name 的变量 */DEFINE_PER_CPU(type, name)
7 |/ ?& D) F' B" n4 W8 w, u

注意上面两个宏，一个是声明，一个是定义。

其实也就是 DECLARE_PER_CPU 中多了个 extern 的关键字

* `5 G( I9 t7 @  t& D" |* p9 D

分配好变量后，就可以在代码中使用这个变量 name 了。

DEFINE_PER_CPU(int, name);      /* 为每个CPU定义一个 int 类型的name变量 */get_cpu_var(name)++;            /* 当前处理器上的name变量 +1 */put_cpu_var(name);              /* 完成对name的操作后，激活当前处理器的内核抢占 */
* l0 @9 t0 D: L4 Y. I) B
& k& z- B) u  d6 G

通过 get_cpu_var 和 put_cpu_var 的代码，我们可以发现其中有禁止和激活内核抢占的函数。

相关代码在 <linux/percpu.h> 中

#define get_cpu_var(var) (*({                \    extern int simple_identifier_##var(void);    \    preempt_disable();/* 这句就是禁止当前处理器上的内核抢占 */    \    &__get_cpu_var(var); }))#define put_cpu_var(var) preempt_enable()  /* 这句就是激活当前处理器上的内核抢占 */
& ^( T2 |7 Q: [  m* o4 s
4.2.3 运行时分配

除了像上面那样静态的给每个CPU分配数据，还可以以指针的方式在运行时给每个CPU分配数据。

动态分配参见：<linux/percpu.h>

0 z% @' ]# |. ~. `' j3 C+ D/* 给每个处理器分配一个 size 字节大小的对象，对象的偏移量是 align */extern void *__alloc_percpu(size_t size, size_t align);/* 释放所有处理器上已分配的变量 __pdata */extern void free_percpu(void *__pdata);/* 还有一个宏，是按对象类型 type 来给每个CPU分配数据的， * 其实本质上还是调用了 __alloc_percpu 函数 */#define alloc_percpu(type)    (type *)__alloc_percpu(sizeof(type), \                               __alignof__(type))

2 z$ o; V7 Z9 p6 M( |
9 h9 l, B) w2 a+ b

动态分配的一个使用例子如下：

% c& c' d: j" d  q7 s4 w% rvoid *percpu_ptr;unsigned long *foo;percpu_ptr = alloc_percpu(unsigned long);if (!percpu_ptr)    /* 内存分配错误 */foo = get_cpu_var(percpu_ptr);/* 操作foo ... */put_cpu_var(percpu_ptr);


; F4 B1 {. u. Q0 J5. 总结

在众多的内存分配函数中，如何选择合适的内存分配函数很重要，下面总结了一些选择的原则：

应用场景	分配函数选择
如果需要物理上连续的页	选择低级页分配器或者 kmalloc 函数
如果kmalloc分配是可以睡眠	指定 GFP_KERNEL 标志
如果kmalloc分配是不能睡眠	指定 GFP_ATOMIC 标志
如果不需要物理上连续的页	vmalloc 函数 (vmalloc 的性能不如 kmalloc)
如果需要高端内存	alloc_pages 函数获取 page 的地址，在用 kmap 之类的函数进行映射
如果频繁撤销/创建教导的数据结构	建立slab高速缓存

younicp

Linux内核设计与实现之内存管理