《掌控记忆体》PPT课件-2.ppt

Chapter 7,掌控記憶體,7.1 kmalloc的來龍去脈 (1/3),kmalloc()定義在,其函式的速度很快,因為它不會清理所配置到的記憶體，記憶體仍保留先前留下的內容，且利用它所得到的記憶體空間在實際記憶體是連續的。 void *kmalloc(size_t size, int flags); kmalloc()的第一個引數為配置區塊之容量，第二個引數(allocation flags)為控制kmalloc()的行為。 size引數介紹: 核心只能以頁為單位來整塊配置,並且採用一種特殊的分頁配置技術(page-oriented allocation),以充分利用系統的RAM. Linux處理記憶體配置的方法,是製作一組記憶體物件集散區(pools of memory objects),同一集散區的記憶物件都有固定容量. 核心只能配置幾種預定容量的位元組陣列,如果沒有剛好你要的容量,你就必須選擇大一級的容量. 在Linux2.0實際可用的用量稍微少於2的整數次方，因為管裡系統將控制旗標留在配置給你的記憶體上。 如你要配置一個2000bytes的緩衝區,最好選擇2000而不要選擇2048. kmalloc()一次可配置的容量上限是128KBytes.,7.1 kmalloc的來龍去脈 (2/3),flags引數介紹: GFP_KERNEL 平常的核心記憶體配置,配置到的記憶體空間屬於current行程.有可能休眠. GFP_BUFFER 用於管理快取暫存區,容許配置者可以休眠.不同於GFP_KERNEL之處,在於它是藉由出清髒頁(dirty page)到磁碟,以換取可用的記憶空間，此旗標的用意是避免I/O子系統本身有需要記憶體時引發了死結。 GFP_ATOMIC 供interrupt handler以及任何在行程外部的程式來配置記憶體.絕不會休眠.,7.1 kmalloc的來龍去脈 (3/3),GFP_USER 代替user-process配置記憶體,有可能休眠,而且是屬於低優先度的要求。 GFP_HIGHUSER 類似GFP_USER,但是從高址劃分區取得可用空間。 _GFP_DMA 配置可供DMA傳輸使用的記憶體.可搭配(使用or運算) GFP_KERNEL或GFP_ATOMIC的其中之一。 _GFP_HIGHMEM 要求配置高址劃分區.在沒有高址劃分區的平台上,此旗標沒有作用.它是GFP_HIGHUSER遮罩的一部分,除此之外幾乎沒有作用。,7.1. 記憶體劃分區(memory zone),Linux2.4認識三種記憶體劃分區:正常、DMA-capable 、高址(high memory). 一般的配置動作都是從正常劃分區找空間. DMA劃分區是唯一可搭配週邊裝置進行DMA傳輸的位址段.並非所有實體記憶體都可以配合DMA操作,因為CPU-Device之間的位址匯流排,與Device-RAM之間的位址匯流排,只有部分是重疊的. 高址劃分區是需要特別處理才能存取的位址段.在2.3版研發期間,為了支援Pentium II Virtual Memory Extension (VME)以存取高達64GB-實體記憶體時,才將它納入核心記憶體管理. 如沒指定特殊旗標,則正常劃分和DMA劃分區都會被搜尋.如果設立了_GFP_HIGHMEM,則三種劃分區都會被搜尋. 對於沒有high memory的平台,或是核心組態刻意關掉high memory的支援,則_GFP_HIGHMEM會被定義為0,而且沒有效用.,7.2 前瞻快取(Lookaside Caches),驅動程式經常需要一次又一次配置許多同樣大小的物件,為此核心提供一些特殊的集散區,稱之為前瞻快取. Linux記憶快取的型別為kmem_cache_t,可藉由呼叫kmem_cache_create()來產生: kmem_cache_t *kmem_cache_create(const char *name, size_t size, size_t offset, unsigned long flags, void (*constructor)(void *,kmem_cache_t *,unsigned long flags), void (*destructor)(void *,kmem_cache_t *,unsigned long flags); name: 同時代表函式與快取的符號,名稱最長不得超過19個字元(包含0在內). offset: 第一個物件在記憶頁裡的起始位置,用來確保配置到的物件一定放在特定的對齊位置上,使用0來要求核心幫你完成.,7.2 前瞻快取(Lookaside Caches),flags: SLAB_NO_REAP: 保護快取不因系統記憶不足而縮減容量.通常不需要設立此旗標. SLAB_HWCACHE_ALIGN: 要求每個資料物件都要對齊一條快取線. SLAB_CACHE_DMA: 要求每個資料物件都配置在DMA可存取的記憶體. 物件快取產生之後,呼叫kmem_cache_alloc(kmem_*cache, int flags) 來配置物件 cache:先前建立的快取 flags:與傳給和kmalloc()的旗標相同 使用void kmem_cache_free(kmem_cache_t *cache, const void *obj)釋放物件 使用int kmem_cache_destory(kmem_cache_t *cache)釋放空間,7.2.1 scullc:以Slab Caches為基礎的scull,/* 使用快取配置一個配額 */ if (!dptr-datas_pos) dptr-datas_pos = kmem_cache_alloc(scullc_cache, GFP_KERNEL); if (!dptr-datas_pos) goto nomem; memset(dptr-datas_pos, 0, scullc_quantum); /* 釋放記憶體 */ for (i = 0; i datai) kmem_cache_free(scullc_cache, dptr-datai); kfree(dptr-data);,7.2.1 scullc:以Slab Caches為基礎的scull,為了支援scullc_cache的使用,需把下面程式段放在適當位置. /* 宣告一個快取指標,供所有裝置共用 */ kmem_cache_t *scullc_cache; /* init_module: 產生一個快取,當成我們的配額 */ scullc_cache = kmem_cache_create(“scullc“, scullc_quantum, 0, SLAB_HWCACHE_ALIGN, NULL, NULL); /* 沒有建構解構 */ if (!scullc_cache) result = -ENOMEM; goto fail_malloc2; /* cleanup_module: 釋放被我們當成配額的快取 */ kmem_cache_destroy(scullc_cache);,將scull改成scullc之後,最主要的差異是速度稍微提升了,也更有效率了.因為配額是從集散區配置來的,分布位置已經盡可能緊密.,7.3 get_free_page( )與其相關函式 (1/3),如果模組需要比較大塊的記憶體,通常最好使用分頁配置技術. 下列函式用來配置記憶頁: get_free_page() 回傳一指向新記憶頁的指標,內容全清除為0. _get_free_page() 類似get_free_page(),但不清除內容. _get_free_pages() 配置一個跨頁的連續記憶區,傳回指向記憶區第一位元組的指標.記憶區內容不被清除. _get_dma_pages() 類似_get_free_pages(),但保證配置到的記憶體可作為DMA用途.在Linux2.2之後,使用_get_free_pages()搭配_GFP_DMA也可達到相同效果.,7.3 get_free_page( )與其相關函式 (2/3),上述原型如下 這裡的flags,意義與kmalloc()一樣,而且同樣以GFP_KERNEL或GFP_ATOMIC最常用,頂多是在搭配_GFP_DMA或_GFP_HIGHMEM. order是你要配置或釋放頁數的2的對數.如值為0則為一頁;8頁則其值為3. 在Linux2.0版,order值的上限是5,Linux2.2版之後的版本最高值為9.無論如何,階數越大,配置失敗的機會就越高.,unsigned long get_free_page(int flags); unsigned long _get_free_page(int flags); unsigned long _get_free_pages(int flags, unsigned long order); unsigned long _get_dma_pages(int flags, unsigned long order);,7.3 get_free_page( )與其相關函式 (3/3),當程式不再需要先前配置的記憶頁時,就應該以下列函式將它們釋回. void free_pages (unsigned long addr, unsigned long order); 如果你釋放的頁數,不等於先前要求配置的頁數,則記憶表將會損毀,而系統很快就會遇到大麻煩. 由於核心會盡力滿足配置的要求,所以,要把系統搞垮,使其反應遲鈍,時在是輕而易舉 只要配置夠多的記憶體就成了。,7.3.1 scullp:使用完整記憶頁的scull,/* 配置單一配額 */ if (!dptr-datas_pos) dptr-datas_pos = (void *)_get_free_pages(GFP_KERNEL, dptr-order); if (!dptr-datas_pos) goto nomem; memset(dptr-datas_pos, 0, PAGE_SIZE order); /* 釋放整組配額 */ for (i = 0; i datai) free_pages(unsigned long)(dptr-datai), dptr-order); kfree(dptr-data);,7.3.1 scullp:使用完整記憶頁的scull,效率提升的程度並不算顯著，因為速度本來就是kmalloc()本身的設計重點之一。記憶頁層級的配置技術,主要優點不在於速度,而是較佳的記憶體利用率,不會浪費無謂的空間,但是kmalloc()則不然,它所浪費的記憶空間是無法預料的,因為它必須盡力滿足程式師的要求. _get_free_page()的最大優點,是你可以全權處置所得到的記憶頁,理論上,你甚至可以修改分頁表,讓得到的所有記憶頁集合成一個線性記憶區.(Ch13 MMAP&DMA),7.4 vmalloc() 與其相關函式 (1/3),另一種的記憶體配置函式,這是讓你可以在虛擬位址空間(virtual address space)配置一個連續記憶區的vmalloc()函式. 請注意,構成連續虛擬位址的實體記憶體,不見得是連續的,而只是被核心視為一段連續的位址範圍而已. vmalloc()與其親戚ioremap()(不算是配置函式)的原型如下:,#include void *vmalloc(unsigned long size); void vfree(void *addr); void *ioremap(unsigned long offset, unsigned long size); void iounmap(void *addr);,7.4 vmalloc() 與其相關函式 (2/3),kmalloc()和get_free_pages()所傳的位址,也是虛擬位址,而非真正用於定位實際記憶晶片的實體位址. CPU內部的MMU (Memory Management Unit)會自動將虛擬位址轉換成實體位址. vmalloc()和ioremap所用的位址範圍,則是完全靠人工虛構出來的,每一次的配置動作,都必須適當修改分頁表,才能建構出(虛擬的)記憶區. 它們之間的差異在某些平台上(如x86),vmalloc()傳回的位址,只是高於kmalloc所傳回的位址.vmalloc()的位址範圍從VMALLOC_START到VMALLOC_END,定義在 利用vmalloc()配置的位址,不能用於CPU之外(如DMA),因為只有MMU才能處理這類位址. 所以可使用vmalloc()的正確時機,是當你需要配置一大塊僅供軟體使用的連續緩衝區時.,7.4 vmalloc() 與其相關函式 (3/3),ioremap()也會建構新的分頁表,和vmalloc()相同;不同的是它實際上並不配置任何記憶體.它所傳回的值,是一個特殊的虛擬位址,可用來存取指定的實體位址範圍. ioremap()最有用之處,是可用來將PCI緩衝區的(實體)位址映射到kernel-space(虛擬)位址.例如,讓驅動程式用來存取PCI顯示卡的視訊記憶體. 基於相容性考量,不要將ioremap()傳回的位址當成記憶體的指標,就是不要直接存取該位址.這個工作應交給readb()和Ch.8的I/O函式來達成.(註Alpha CPU的資料傳輸方式,和PCI規格不相容)。 vmalloc()能配置的容量,以及ioremap()可映射到CPU位址空間的記憶體範圍,可說是幾乎沒有限制.兩者都是分頁導向技術(透過修改分頁表來達成要求). vmalloc()有個小缺點,它不能用於中斷期,因為它內部使用了kmalloc(GFP_KERNEL)來取得分頁表的儲存空間,因此有休眠的可能.,7.4.1 scullv:使用虛擬位址的scull,/* 使用虛擬位址配置一個配額 */ if (!dptr-datas_pos) dptr-datas_pos = (void *)vmalloc(PAGE_SIZE order); if (!dptr-datas_pos) goto nomem; memset(dptr-datas_pos, 0, PAGE_SIZE order); /* 釋放配額集 */ for (i = 0; i datai) vfree(dptr-datai); kfree(