掌控记忆体ppt课件

1、Chapter 7掌控記憶體7.1 kmalloc的來龍去脈 (1/3)nkmalloc()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，記憶體仍保管先前留下的內容，且利用它所得到的記憶體空間在實際記憶體是連續的。nvoid *kmalloc(size_t size, int flags);nkmalloc()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。nsize引數介紹:n中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.nLin

2、ux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.n中心只能配置幾種預定容量的位元組陣列,假设沒有剛好他要的容量,他就必須選擇大一級的容量.n在Linux2.0實際可用的用量略微少於2的整數次方，因為管裡系統將控制旗標留在配置給他的記憶體上。n如他要配置一個2000bytes的緩衝區,最好選擇2000而不要選擇2048.nkmalloc()一次可配置的容量上限是128KBytes.7.1 kmalloc的來龍去脈 (2/3)nflags引數介紹:nGFP_KERNELn 平常的中心記憶體配置,配置到的記憶體

3、空間屬於current行程.有能够休眠.nGFP_BUFFERn 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，此旗標的意图是防止I/O子系統本身有需求記憶體時引發了死結。nGFP_ATOMICn 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)nGFP_USERn 替代user-process配置記憶體,有能够休眠,而且是屬於低優先度的要求。nGFP_HIGHUSERn 類似GFP_USER,但是從高址劃分區获得

4、可用空間。n_GFP_DMAn 配置可供DMA傳輸运用的記憶體.可搭配(运用or運算) GFP_KERNEL或GFP_ATOMIC的其中之一。n_GFP_HIGHMEMn 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)nLinux2.4認識三種記憶體劃分區:正常、DMA-capable 、高址(high memory).n普通的配置動作都是從正常劃分區找空間.nDMA劃分區是独一可搭配週邊裝置進行DMA傳輸的位址段.並非一切實體記憶體都可以配合DMA操作,因為CPU-

5、Device之間的位址匯流排,與Device-RAM之間的位址匯流排,只需部分是重疊的.n高址劃分區是需求特別處理才干存取的位址段.在2.3版研發期間,為了援助Pentium II Virtual Memory Extension (VME)以存取高達64GB-實體記憶體時,才將它納入中心記憶體管理.n如沒指定特殊旗標,則正常劃分和DMA劃分區都會被搜尋.假设設立了_GFP_HIGHMEM,則三種劃分區都會被搜尋.n對於沒有high memory的平台,或是中心組態刻意關掉high memory的援助,則_GFP_HIGHMEM會被定義為0,而且沒有成效.7.2 前瞻快取(Lookaside

6、Caches)n驅動程式經常需求一次又一次配置許多同樣大小的物件,為此中心提供一些特殊的集散區,稱之為前瞻快取.nLinux記憶快取的型別為kmem_cache_t,可藉由呼叫kmem_cache_create()來產生:n 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

7、*,kmem_cache_t *,unsigned long flags);n 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).n 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,运用0來要求中心幫他完成.7.2 前瞻快取(Lookaside Caches)nflags:nSLAB_NO_REAP:n保護快取不因系統記憶缺乏而縮減容量.通常不需求設立此旗標.nSLAB_HWCACHE_ALIGN:n要求每個資料物件都要對齊一條快取線.nSLAB_CACHE_DMA:n要求每個資料物件都配置在DMA可存取的記憶體.n物

8、件快取產生之後,呼叫kmem_cache_alloc(kmem_*cache, int flags) 來配置物件n cache:先前建立的快取n flags:與傳給和kmalloc()的旗標一样n运用void kmem_cache_free(kmem_cache_t *cache, const void *obj)釋放物件n运用int kmem_cache_destory(kmem_cache_t *cache)釋放空間7.2.1 scullc:以Slab Caches為基礎的scull /* 运用快取配置一個配額 */if (!dptr-datas_pos) dptr-datas_pos =

9、 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為了援助scullc_cache的运用,需把下面程式段放在適當位置./* 宣告一個快取指標,供一切裝置共用

10、 */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scul

11、l改成scullc之後,最主要的差異是速度略微提升了,也更有效率了.因為配額是從集散區配置來的,分布位置已經盡能够緊密.7.3 get_free_page( )與其相關函式 (1/3)n假设模組需求比較大塊的記憶體,通常最好运用分頁配置技術.n以下函式用來配置記憶頁:n get_free_page()n 回傳一指向新記憶頁的指標,內容全去除為0.n _get_free_page()n 類似get_free_page(),但不去除內容.n _get_free_pages()n 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.記憶區內容不被去除.n _get_dma_pages()n 類

12、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,运用_get_free_pages()搭配_GFP_DMA也可達到一样效果.7.3 get_free_page( )與其相關函式 (2/3)n上述原型如下n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.norder是他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.n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

13、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)n當程式不再需求先前配置的記憶頁時,就應該以以下函式將它們釋回. n void free_pages (

14、unsigned long addr, unsigned long order);n假设他釋放的頁數,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.n由於中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 只需配置夠多的記憶體就成了。7.3.1 scullp:运用完好記憶頁的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;

15、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:运用完好記憶頁的sculln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

16、.n_get_free_page()的最大優點,是他可以全權處置所得到的記憶頁,理論上,他甚至可以修正分頁表,讓得到的一切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)n另一種的記憶體配置函式,這是讓他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.n請留意,構成連續虛擬位址的實體記憶體,不見得是連續的,而只是被中心視為一段連續的位址範圍而已.nvmalloc()與其親戚ioremap()(不算是配置函式)的原型如下:#include void *vmalloc(

17、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)nkmalloc()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.nCPU內部的MMU (Memory Management Unit)會自動將虛擬位址轉換成實體位址.nvmalloc()和ioremap所用的位址範圍,則是完全靠人工虛構出來的,

18、每一次的配置動作,都必須適當修正分頁表,才干建構出(虛擬的)記憶區.n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n利用vmalloc()配置的位址,不能用於CPU之外(如DMA),因為只需MMU才干處理這類位址. 所以可运用vmalloc()的正確時機,是當他需求配置一大塊僅供軟體运用的連續緩衝區時.7.4 vmalloc() 與其相關函式 (3/3)nioremap()也會建構新的分頁表,和vmalloc()一样;不同的是它實際上並不配置任何

19、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.nioremap()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.n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.這個任务應交給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)。nvmalloc()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(透過修正分頁表來達

20、成要求).nvmalloc()有個小缺點,它不能用於中斷期,因為它內部运用了kmalloc(GFP_KERNEL)來获得分頁表的儲存空間,因此有休眠的能够.7.4.1 scullv:运用虛擬位址的scull/* 运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

21、) vfree(dptr-datai); kfree(dptr-data);7.5 開機期的配置n假设他真的需求一大段連續的實體記憶體,独一機會是在開機期間要求配置記憶體.n當中心剛啟動時,先設法獲取系統上一切可用的實體記憶體之存取權,然後呼叫每一個子系統的初始函式,讓每一個子系統有機會設定本人的初始狀態.n在子系統初始化過程中,子系統有機會保管一塊本人的專用區,縮減系統正常運作可用的RAM.7.5 開機期的配置 (Cont.)n在2.4版中心,這種配置是藉由呼叫以下函式所達成:n #include n void *alloc_bootmem(unsigned long size);n voi

22、d *alloc_bootmem_low(unsigned long size);n void *alloc_bootmem_pages(unsigned long size);n void *alloc_bootmem_low_pages(unsigned long size);n 名稱末端有_pages的函式,只能配置完好的記憶頁.而其他則可以配置“沒對齊頁邊的記憶區.名稱末端含有_low的函式,用來配置低劃分區(DMA劃分區),其他則是從正常劃分區配置.n這種方式的缺點是,不能釋回不在需求的記憶空間.n但是,這是目前標準中心独一可以平安配置連續32頁以上記憶體的辦法(get_free_p

23、ages上限值為5).n假设计划在開機期偷走記憶體,必須修正中心原碼中的init/P.234 DEMO n因為要在除錯方式下，所以要改Makefile，將Debug=y前的去掉，並重新MAKEkThPeMaJ7G4C1z-w&t!pYmVjRgOdL9I6E3B0y(v%s#oXlTiQfNbK8H5D2A-x*u$qZnWkShPdMaJ7F4C1z)w&t!pYmUjRgOcL9I6E3B+y(v%r#oXlTiQeNbK8G5D2A-x*t$qZnVkShPdMaI7F4C0z)w&s!pXmUjRfOcL9H6E2B+y(u%r#oWlThQeNbJ8G5D1A

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25、I6E3B+y(v%r#oXlTiQfNbK8G5D2A-x*u$qZnVkShPdMaJ7F4C0z)w&s!pYmUjRfOcL9H6E3B+y(u%r#oWlTiQeNbJ8G5D1A-x*t$qYnVkSgPdMaI7F4C0z)v&s!pXmUjRfOcK9H6E2B+y(u%rZoWlThQeNbJ8G4D1A-w*t$qYnVjSgPdLaI7F3C0y)v&s#pXmUiRfNcK9H5E2B+x(u$rZoWkThQeMbJ8G4D1z-w*t!qYnVjSgOdLaI6F3C0y)v%s#pXlUiRfNcK8H5E2A+x(u$rZnWkThPeM

26、bJ7G4C1z-w&t!qYmVjRgOdL9I6F3B0y)v%s#oXlUiQfNcK8H5D2A+x*u$rZnWkShPeMaJ7G4C1z)w&t!pYmVjRgOcL9I6E3B0y(v%r#oXlTiQfNbK8G5D2A-x*u$qZnWkShPdMaJ7F4C1z)w&s!pYmUjRgOcL9H6E3B+y(v%r#oWlTiQeNbK8G5D1A-x*t$qZnVkSgPdMaI7F4C0z)v&s!pXmUjRfOcK9H6E2B+y(u%r#oWlThQeNbJ8G5D1A-w*t$qYnVkSgPdLaI7F3C0z)v&s

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28、w&t!pYmVjRgOdL9I6E3B0y(v%s#oXlTiQfNbK8H5D2A-x*u$qZnWkShPeMaJ7F4C1z)w&t!pYmUjRgOcL9I6E3B+y(v%r#oXlTiQeNbK8G5D2A-x*t$qZnVkShPdMaI7F4C0z)w&s!pXmUjRfOcL9H6E2B+y(u%r#oWlTiQeNbJ8G5D1A-x*t$qYnVkSgPdMaI7F3C0z)v&s!pXmUiRfOcK9H6E2B+x(u%rZoWlThQeMbJ8G4D1A-w*t!qYnVjSgPdLa3B+y(u%r#oWlTiQeNbJ8G5D1

29、A&t!pYmUjRgOcL9I6E3B+y(v%r#oXlTiQeNbK8G5D2A-x*t$qZnVkShPdMaJ7F4C0z)w&s!pYmUjRfOcL9H6E3B+y(u%r#oWlTiQeNbJ8G5D1A-x*t$qYnVkSgPdMaI7F3C0z)v&s!pXmUiRfOcK9H6E2B+y(u%rZoWlThQeNbJ8G4D1A-w*t$qYnVjSgPdLaI7F3C0y)v&s#pXmUiRfNcK9H5E2B+x(u$rZoWkThQeMbJ7G4D1z-w*t!qYmVjSgOdLaI6F3C0y)v%s#pXlUiRfNcK8H

30、5E2A+x(u$rZnWkThPeMbJ7G4C1z-w&t!qYmVjRgOdL9I6F3B0y(v%s#oXlUiQfNbK8H5D2A+x*u$rZnWkShPeMaJ7G4C1z)w&t!pYmVjRgOcL9I6E3B0y(v%r#oXlTiQfNbK8G5D2A-x*u$qZnVkShPdMaJ7F4C0z)w&s!pYmUjRgOcL9H6E3B+y(v%r#oWlTiQeNbK8G5D1A-x*t$qZnVkSgPdMaI7F4C0z)v&s!pXmUjRfOcK9H6E2B+y(u%rZoWlThQeNbJ8G4D1A-w*t$qYnVkSg

31、PdLaI7F3C0z)v&s#pXmUiRfOcK9H5E2B+x(u%rZoWkThQeMbJ8G4D1z-w*t!qYnVjSgOdLaI6F3C0y)v%s#pXlUiRfNcK9H5E2A+x(u$rZoWkThPeMbJ7G4D1z-w&t!qYmVjSgOdL9I6F3B0y)v%s#oXlUiQfNcK8H5D2A+x*u$rZnWkShPeMaJ7G4C1z-w&t!pYmVjRgOdL9I6E3B0y(v%s#oXlTiQfNbK8H5D2A-x*u$qZnWkShPdMaJ7F4C1z)w&s!pYmUjRgOcL9H6E3B+y(v%r#

32、oWlTiQeNbK8G5D2A-x*t$qZnVkShPdMaI7F4C0z)woXlTiQfNbK8H5D2A-x*u$qZnWkShPdMaJ7F4C1z)w&s!pYmUjRgOcL9I6E3B+y(v%r#oXlTiQeNbK8G5D2A-x*t$qZnVkShPdMaI7F4C0z)w&s!pXmUjRfOcL9H6E2B+y(u%r#oWlThQeNbJ8G5D1A-w*t$qYnVkSgPdMaI7F3C0z)v&s!pXmUiRfOcK9H6E2B+x(u%rZoWlThQeMbJ8G4D1A-w*t!qYnVjSgPdLaI6F3C0y)v&

33、s#pXlUiRfNcK9H5E2B+x(u$rZoWkThQeMbJ7G4D1z-w*t!qYmVjSgOdLaI6F3B0y)v%s#pXlUiQfNcK8H5E2A+x*u$rZnWkThPeMaJ7G4C1z-w&t!qYmVjRgOdL9I6F3B0y(v%s#oXlUiQfNbK8H5D2A+x*u$qZnWkShPeMaJ7F4C1z)w&t!pYmUjRgOcL9I6E3B+y(v%r#oXlTiQeNbK8G5D2A-x*u$qZnVkShPdMaJ7F4C0z)w&s!pYmUjRfOcL9H6E3B+y(u%r#oWlTiQeNbJ8G5D1A-x

34、*t$qYnVkSgPdMaI7F3C0z)v&s!pXmUjRfOcK9H6E2B+y(u%rZoWlThQeNbJ8G4D1A-w*t$qYnVjSgPdLaI7F3C0y)v&s#pXmUiRfNcK9H5E2B+x(u$rZoWkThQeMbJ7G4D1z-s!pXmUjRfOcK9H6E2B+y(u%rZoWlThQeNbJ8G4D1A-w*t$qYnVjSgPdLaI7F3C0y)v&s#pXmUiRfNcK9H5E2B+x(u%rZoWkThQeMbJ8G4D1z-w*t!qYnVjSgOdLaI6F3C0y)v%s#pXlUiRfNcK8H5E2A+x(

35、u$rZnWkThPeMbJ7G4C1z-w&t!qYmVjRgOdL9I6F3B0y)v%s#oXlUiQfNcK8H5D2A+x*u$rZnWkShPeMaJ7G4C1z)w&t!pYmVjRgOcL9I6E3B0y(v%r#oXlTiQfNbK8G5D2A-x*u$qZnWkShPdMaJ7F4C1z)w&s!pYmUjRgOcL9H6E3B+y(v%r#oWlTiQeNbK8G5D1A-x*t$qZnVkSgPdMaI7F4C0z)v&s!pXmUjRfOcL9H6E2B+y(u%r#oWlThQeNbJ8G5D1A-w*t$qYnVkSgPdLaI7F3C0z)v&s#pXmUiRfOcK9H5E2B+x(u%rZoWkThQeMbJ8G4D1z-w*t!qYnVjSgPdLaI6F3C0y)v&s#pXlUiRfNcK9H5E2A+x(u$rZoWkThPeMbJ7G4D1z-w&t!qYmVjSgOdL9I6F3B0y)v%s#oXlUiQfNcK8H5-w*t!qYnVjSgPdLaI6F3C0y)v&s#pXlUiRfNcK9H5E2A+x(u$rZoWkThPeMbJ7G4D1z-w&t!qYmVjSgOdL9I6F3B0y)v%s#p