linux内存管理之数据结构
一、物理空间管理
1.1 页表项
[include /asm-i386/page.h: 39]
39 #if CONFIG_X86_PAE
40 typedef struct { unsigned long pte_low, pte_high; } pte_t;
41 typedef struct { unsigned long long pmd; } pmd_t;
42 typedef struct { unsigned long long pgd; } pgd_t;
43 #define pte_val(x) ((x).pte_low | ((unsigned long long)(x).pte_high << 32))
44 #else
45 typedef struct { unsigned long pte_low; } pte_t;
46 typedef struct { unsigned long pmd; } pmd_t;
47 typedef struct { unsigned long pgd; } pgd_t;
48 #define pte_val(x) ((x).pte_low)
49 #endif当中pte_t为页表项，在i386当中。一个页的大小为4K。这意味着也表项的低12位是0，高20位是物理页的起始地址。
所以低12位能够用来保存页面保护和訪问权限信息。页面保护和訪问权限信息被定义在pgprot_t中
[include/asm-i386/page.h : 52]
52 typedef struct { unsigned long pgprot; } pgprot_t;pgprot_t的低12位定义例如以下：
[include/asm-i386/pgtable.h : 152]
152 #define _PAGE_BIT_PRESENT 0
153 #define _PAGE_BIT_RW 1
154 #define _PAGE_BIT_USER 2
155 #define _PAGE_BIT_PWT 3
156 #define _PAGE_BIT_PCD 4
157 #define _PAGE_BIT_ACCESSED 5
158 #define _PAGE_BIT_DIRTY 6
159 #define _PAGE_BIT_PSE 7 /* 4 MB (or 2MB) page, Pentium+, if present.. */
160 #define _PAGE_BIT_GLOBAL 8 /* Global TLB entry PPro+ */
161
162 #define _PAGE_PRESENT 0x001
163 #define _PAGE_RW 0x002
164 #define _PAGE_USER 0x004
165 #define _PAGE_PWT 0x008
166 #define _PAGE_PCD 0x010
167 #define _PAGE_ACCESSED 0x020
168 #define _PAGE_DIRTY 0x040
169 #define _PAGE_PSE 0x080 /* 4 MB (or 2MB) page, Pentium+, if present.. */
170 #define _PAGE_GLOBAL 0x100 /* Global TLB entry PPro+ */将pgprot_t和pte_t的高20位合并就可以得到真正的页表项，该操作有宏__make_pte来完毕
[include/asm-i386/pgtable-2level.h : 61]
61 #define __mk_pte(page_nr,pgprot) __pte(((page_nr) << PAGE_SHIFT) | pgprot_val(pgprot))当MMU进行映射的时候，会首先检查P位，也就是_PAGE_BIT_PRESENT(BIT0)位，假设该位为1，则进行映射，否则就产生一个缺页中断。
1.2 物理页面管理对象page
内核维护一个全局的mem_page的page数组，每一个page代表着一个物理页面，整个数组内的page就代表了全部物理页面。在内核定义中，能够用pte_t高20位当成索引去訪问mem_page数组，从而得到该物理页的page结构。page结构定义例如以下：
[include/linux/mm.h : 134]
126 /*
127 * Try to keep the most commonly accessed fields in single cache lines
128 * here (16 bytes or greater). This ordering should be particularly
129 * beneficial on 32-bit processors.
130 *
131 * The first line is data used in page cache lookup, the second line
132 * is used for linear searches (eg. clock algorithm scans).
133 */
134 typedef struct page {
135 struct list_head list;
136 struct address_space *mapping;
137 unsigned long index;
138 struct page *next_hash;
139 atomic_t count;
140 unsigned long flags; /* atomic flags, some possibly updated asynchronously */
141 struct list_head lru;
142 unsigned long age;
143 wait_queue_head_t wait;
144 struct page **pprev_hash;
145 struct buffer_head * buffers;
146 void *virtual; /* non-NULL if kmapped */
147 struct zone_struct *zone;
148 } mem_map_t;假设页面的内容来自一个文件，index代表该页面在文件里的序号。当页面被交换出内存。但还保留内容作为缓冲时，index指名了页面的去向。
系统中的每一个物理页面都相应了一个page结构。也就是说一个page结构是物理页面的“登记信息”，或者说“管理信息”。在系统初始化时。全部page结构被建立，而且page作为一个物理页面的管理结构，当一个page结构被分配出去的时候，就表示了一个物理页面被分配使用。
二、内存分区
2.1 过去的分区
系统内存被分为两个区：
- ZONE_DMA
- ZONE_NORMAL
（依据系统配置。还能够添加第三个区给ZONE_HIGHMEN，内核訪问超过1G的物理空间）
这意味着mem_page数组中的page也被相应分为ZONE_DMA和ZONE_NORMAL两组，而既然已经分组了，就会有分组管理信息，故而每一个内存区域具有一个区域管理结构：zone_struct。定义例如以下：
[include/linux/mmzone.h : 24]
24 typedef struct zone_struct {
25 /*
26 * Commonly accessed fields:
27 */
28 spinlock_t lock;
29 unsigned long offset;
30 unsigned long free_pages;
31 unsigned long inactive_clean_pages;
32 unsigned long inactive_dirty_pages;
33 unsigned long pages_min, pages_low, pages_high;
34
35 /*
36 * free areas of different sizes
37 */
38 struct list_head inactive_clean_list;
39 free_area_t free_area[MAX_ORDER];
40
41 /*
42 * rarely used fields:
43 */
44 char *name;
45 unsigned long size;
46 /*
47 * Discontig memory support fields.
48 */
49 struct pglist_data *zone_pgdat;
50 unsigned long zone_start_paddr;
51 unsigned long zone_start_mapnr;
52 struct page *zone_mem_map;当中39行的free_area为一组空暇区块队列，组内有“连续的空暇物理页面”和“离散的空暇物理页面”两种队列。由于分配内存的时候有可能要求分配连续的物理页，所以将连续的物理页和离散的物理页分开管理。而offset则表示该分区在mem_map中的起始号。
2.2 当下的分区情况
但随着NUMA*(非均质储存结构)的引入，分区发生了变化。NUMA指的是，在当下多处理器结构中，每一个CPU都具有本地储存，称之为内存节点，而多个CPU之间又有共享的内存。
CPU訪问本地储存的速度要快于訪问共享储存的速度。也就是说，在一个连续的物理地址上，储存器的訪问速度不一致，这就叫做NUMA。在NUMA结构中。假设要分配几个连续的物理页，一般要求分配在质地同样的储存器内。为此，内核定义了一个pglist_data结构，每一个pglist_data代表这一个内存节点。每一个内存节点都能够拥有ZONE_DMA和ZONE_NORMAL（依据配置还可能有ZONE_HIGHMEN）两个区，也就意味这每一个内存节点都有一个page数组和一个zone_t数组，用于管理该节点上两个区的全部page。总的来说。原来将整个物理空间分为三个区来管理的模式，如今变成了将整个物理空间分为若干内存节点。各个内存节点将节点上的全部物理空间进行分区管理*。pglist_data定义例如以下：
[include/linux/mmzone.h : 79]
79 typedef struct pglist_data {
80 zone_t node_zones[MAX_NR_ZONES];
81 zonelist_t node_zonelists[NR_GFPINDEX];
82 struct page *node_mem_map;
83 unsigned long *valid_addr_bitmap;
84 struct bootmem_data *bdata;
85 unsigned long node_start_paddr;
86 unsigned long node_start_mapnr;
87 unsigned long node_size;
88 int node_id;
89 struct pglist_data *node_next;
90 } pg_data_t;80： node_zones为该内存节点上的三个分区管理结构。
81： node_zonelists为一个指向zone_t指针数组链表(链表的每一个节点上都挂着一个数组)，链表上的每一个节点包括一个指针数组。该数组的元素依照待定的次序指向每一个储存节点的node_zones的数组。前面说过。在NUMA中分配物理页，往往要求在同一内存节点上分配，假设这时当前节点的空暇连续物理页无法满足分配，则能够通过这个指针数组依照0、1、2、3、4……的次序查找其他储存节点上的node_zones，直到找到一个能够满足分配的储存节点。指针数组中的元素排列次序，就称为一种分配策略。比方说有储存节点A、B、C、D、E。而node_zoneslist某节点上的指针数组元素排列次序为pA、pC、pD、pB。这个策略就规定了：要分配物理页的时候首先尝试从A分配。假设A不能满足，就查找B，假设B不能满足就查找C….而假设该点的指针数组为pC、pA、pD、pB。则这个策略规定：要分配物理页的时候首先尝试从C分配，假设C不能满足，就查找A。假设A不能满足就查找D….
所以把node_zonelists称为分配策略链表也不为过。
82： node_mem_map数组包括了该内存节点上的全部page结构。
三、 虚拟空间管理
3.1 进程虚存区域
每一个进程都拥有自己的3G进程空间和1G共享的内核空间。
非常少会有进程占用到3G的空间，往往是占用多个离的虚存区域。虚存区域的抽象数据结构定义例如以下：
[include/linux/mm.h : 41]
41 struct vm_area_struct {
42 struct mm_struct * vm_mm; /* VM area parameters */
43 unsigned long vm_start;
44 unsigned long vm_end;
45
46 /* linked list of VM areas per task, sorted by address */
47 struct vm_area_struct *vm_next;
48
49 pgprot_t vm_page_prot;
50 unsigned long vm_flags;
51
52 /* AVL tree of VM areas per task, sorted by address */
53 short vm_avl_height;
54 struct vm_area_struct * vm_avl_left;
55 struct vm_area_struct * vm_avl_right;
56
57 /* For areas with an address space and backing store,
58 * one of the address_space->i_mmap{,shared} lists,
59 * for shm areas, the list of attaches, otherwise unused.
60 */
61 struct vm_area_struct *vm_next_share;
62 struct vm_area_struct **vm_pprev_share;
63
64 struct vm_operations_struct * vm_ops;
65 unsigned long vm_pgoff; /* offset in PAGE_SIZE units, *not* PAGE_CACHE_SIZE */
66 struct file * vm_file;
67 unsigned long vm_raend;
68 void * vm_private_data; /* was vm_pte (shared mem) */
69 };43： vm_start 该虚存区域的開始地址
44： vm_end 该虚存区域的结束地址
47： vm_next 用于将进程空间内全部的内存区域组成一个单项链表进行管理
49： pgprot_t 页面保护权限，由于一个内存区域中仅仅有一个用于描写叙述页面訪问权限pgprot_t这意味这在允许个区域中的全部页面訪问权限是一致的。
54~55:
53 short vm_avl_height;
54 struct vm_area_struct * vm_avl_left;
55 struct vm_area_struct * vm_avl_right;这三个成员用于将内存区域组成一棵AVL树，由于经常须要在进程空间中查找某个内存区域。假设用线性链表查找的方式，会影响效率。
61： vm_next_share ？？？？
62 vm_pprev_share ？？？
64 vm_ops指向一个struct ，实际上是一个跳转表：
120 struct vm_operations_struct {
121 void (*open)(struct vm_area_struct * area);
122 void (*close)(struct vm_area_struct * area);
123 struct page * (*nopage)(struct vm_area_struct * area, unsigned long address, int write_access);
124 }; 该跳转表用于虚存区间的打开，关闭和建立，当中nopage在发生缺页中断的时候会被调用。
3.2 进程地址空间
在vm_area_struct结构中有一个成员vm_mm指向了mm_struct结构。这个结构是整个进程虚存空间的数据抽象。它管理这进程中的全部vm_area_struct抽象，换句话mm_struct是一个更高层的数据结构。定义例如以下：
[include/linux/mm.h : 203]
203 struct mm_struct {
204 struct vm_area_struct * mmap; /* list of VMAs */
205 struct vm_area_struct * mmap_avl; /* tree of VMAs */
206 struct vm_area_struct * mmap_cache; /* last find_vma result */
207 pgd_t * pgd;
208 atomic_t mm_users; /* How many users with user space? */
209 atomic_t mm_count; /* How many references to "struct mm_struct" (users count as 1) */
210 int map_count; /* number of VMAs */
211 struct semaphore mmap_sem;
212 spinlock_t page_table_lock;
213
214 struct list_head mmlist; /* List of all active mm's */
215
216 unsigned long start_code, end_code, start_data, end_data;
217 unsigned long start_brk, brk, start_stack;
218 unsigned long arg_start, arg_end, env_start, env_end;
219 unsigned long rss, total_vm, locked_vm;
220 unsigned long def_flags;
221 unsigned long cpu_vm_mask;
222 unsigned long swap_cnt; /* number of pages to swap on next pass */
223 unsigned long swap_address;
224
225 /* Architecture-specific MM context */
226 mm_context_t context;
227 };204: mmap作为进程的所虚存区域构成的链表的链表头。
205: mmap_avl指向进程全部虚存区域构成的AVL树的根节点。
206: mmap_cache指向近期一次使用的虚存空间。由于程序具有局部性。经常连续訪问同一片区域的空间。所以这里记录了近期一次使用的虚存区域。是一种缓存机制。
207： pgd指向了进程的页文件夹
208～212：
尽管每一个进程仅仅能拥有一个mm_struct,可是一个mm_struct却能为多个进程所用。最显著的样例就是父进程使用vfork创建子进程。这样就会涉及到资源进程和引用计数的问题，当中mm_users、mm_count、map_count作为引用计数，而mmap_sem、page_table_lock则用来保证訪问的相互排斥。
216～219：用于说明整个进程地址空间中各个段的起始和结束地址，比方代码段。数据段，栈段。环境变量段等等。(注，这里的段是指镜像段，不能与段页管理中的段相混淆)
3.3 进程地址空间和进程虚存区域的关系
每一个进程都拥有一份mm_struct，它是整个3G进程空间的数据抽象，而由于进程往往不会整个3G空间都使用，而是使用不同的离散虚存区域。而且每一个离散区域的使用都不一样，比方说栈所在的区域和代码段所在的区域的使用就不一样，从而导致各个区域的属性、须要的管理操作都不一致，所以就将各个虚存区域提炼出来单独管理，然后就再将全部虚存区域组成一颗AVL树交由mm_struct统一管理。这中设计思想属于提炼差异，或者说提炼子类的思想。