在《你真的理解內(nèi)存分配》一文中，我們介紹了 malloc 申請內(nèi)存的原理，但其在內(nèi)核怎么實現(xiàn)的呢？所以，本文主要分析在 Linux 內(nèi)核中對堆內(nèi)存分配的實現(xiàn)過程。

本文使用 Linux 2.6.32 版本代碼

內(nèi)存分區(qū)對象

在《你真的理解內(nèi)存分配》一文中介紹過，Linux 會把進程虛擬內(nèi)存空間劃分為多個分區(qū)，在 Linux 內(nèi)核中使用 vm_area_struct 對象來表示，其定義如下：

1struct?vm_area_struct?{2???struct?mm_struct?*vm_mm;????????//?分區(qū)所屬的內(nèi)存管理對象34???unsigned?long?vm_start;?????????//?分區(qū)的開始地址5???unsigned?long?vm_end;???????????//?分區(qū)的結(jié)束地址67???struct?vm_area_struct?*vm_next;?//?通過這個指針把進程所有的內(nèi)存分區(qū)連接成一個鏈表8??...9???struct?rb_node?vm_rb;???????????//?紅黑樹的節(jié)點,?用于保存到內(nèi)存分區(qū)紅黑樹中 10??... 11};

我們對 vm_area_struct 對象進行了簡化，只保留了本文需要的字段。

內(nèi)核就是使用 vm_area_struct 對象來記錄一個內(nèi)存分區(qū)（如 代碼段、數(shù)據(jù)段 和 堆空間 等），下面介紹一下 vm_area_struct 對象各個字段的作用：

• vm_mm：指定了當前內(nèi)存分區(qū)所屬的內(nèi)存管理對象。

• vm_start：內(nèi)存分區(qū)的開始地址。

• vm_end：內(nèi)存分區(qū)的結(jié)束地址。

• vm_next：通過這個指針把進程中所有的內(nèi)存分區(qū)連接成一個鏈表。

• vm_rb：另外，為了快速查找內(nèi)存分區(qū)，內(nèi)核還把進程的所有內(nèi)存分區(qū)保存到一棵紅黑樹中。vm_rb 就是紅黑樹的節(jié)點，用于把內(nèi)存分區(qū)保存到紅黑樹中。

假如進程 A 現(xiàn)在有 4 個內(nèi)存分區(qū)，它們的范圍如下：

• 代碼段：00400000 ~ 00401000

• 數(shù)據(jù)段：00600000 ~ 00601000

• 堆空間：00983000 ~ 009a4000

• 棧空間：7f37ce866000 ~ 7f3fce867000

那么這 4 個內(nèi)存分區(qū)在內(nèi)核中的結(jié)構(gòu)如 圖1 所示：

在 圖1 中，我們可以看到有個 mm_struct 的對象，此對象每個進程都持有一個，是進程虛擬內(nèi)存空間和物理內(nèi)存空間的管理對象。我們簡單介紹一下這個對象，其定義如下：

1struct?mm_struct?{ 2???struct?vm_area_struct?*mmap;??//?指向由進程內(nèi)存分區(qū)連接成的鏈表 3???struct?rb_root?mm_rb;?????????//?內(nèi)核使用紅黑樹保存進程的所有內(nèi)存分區(qū),?這個是紅黑樹的根節(jié)點 4???unsigned?long?start_brk,?brk;?//?堆空間的開始地址和結(jié)束地址 5??... 6};

我們來介紹下 mm_struct 對象各個字段的作用：

• mmap：指向由進程所有內(nèi)存分區(qū)連接成的鏈表。

• mm_rb：內(nèi)核為了加快查找內(nèi)存分區(qū)的速度，使用了紅黑樹保存所有內(nèi)存分區(qū)，這個就是紅黑樹的根節(jié)點。

• start_brk：堆空間的開始內(nèi)存地址。

• brk：堆空間的頂部內(nèi)存地址。

我們來回顧一下進程虛擬內(nèi)存空間的布局圖，如 圖2 所示：

start_brk 和 brk 字段用來記錄堆空間的范圍， 如 圖2 所示。一般來說，start_brk 是不會變的，而 brk 會隨著分配內(nèi)存和釋放內(nèi)存而變化。

虛擬內(nèi)存分配

在《你真的理解內(nèi)存分配》一文中說過，調(diào)用 malloc 申請內(nèi)存時，最終會調(diào)用 brk 系統(tǒng)調(diào)用來從堆空間中分配內(nèi)存。我們來分析一下 brk 系統(tǒng)調(diào)用的實現(xiàn)：

1unsigned?long?sys_brk(unsigned?long?brk)2{3???unsigned?long?rlim,?retval;4???unsigned?long?newbrk,?oldbrk;5???struct?mm_struct?*mm?=?current->mm;6??...7???down_write(&mm->mmap_sem);??//?對內(nèi)存管理對象進行上鎖8??...9???//?判斷堆空間的大小是否超出限制,?如果超出限制,?就不進行處理 10???rlim?=?current->signal->rlim[RLIMIT_DATA].rlim_cur; 11???if?(rlim?<?RLIM_INFINITY 12???????&&?(brk?-?mm->start_brk)?+?(mm->end_data?-?mm->start_data)?>?rlim) 13???????goto?out; 14 15???newbrk?=?PAGE_ALIGN(brk);??????//?新的brk值 16???oldbrk?=?PAGE_ALIGN(mm->brk);??//?舊的brk值 17???if?(oldbrk?==?newbrk)??????????//?如果新舊的位置都一樣,?就不需要進行處理 18???????goto?set_brk; 19??... 20???//?調(diào)用?do_brk?函數(shù)進行下一步處理 21???if?(do_brk(oldbrk,?newbrk-oldbrk)?!=?oldbrk) 22???????goto?out; 23 24set_brk: 25???mm->brk?=?brk;?//?設置堆空間的頂部位置（brk指針） 26out: 27???retval?=?mm->brk; 28???up_write(&mm->mmap_sem); 29???return?retval; 30}

總結(jié)上面的代碼，主要有以下幾個步驟：

• 1、判斷堆空間的大小是否超出限制，如果超出限制，就不作任何處理，直接返回舊的 brk 值。

• 2、如果新的 brk 值跟舊的 brk 值一致，那么也不用作任何處理。

• 3、如果新的 brk 值發(fā)生變化，那么就調(diào)用 do_brk 函數(shù)進行下一步處理。

• 4、設置進程的 brk 指針（堆空間頂部）為新的 brk 的值。

我們看到第 3 步調(diào)用了 do_brk 函數(shù)來處理，do_brk 函數(shù)的實現(xiàn)有點小復雜，所以這里介紹一下大概處理流程：

• 通過堆空間的起始地址 start_brk 從進程內(nèi)存分區(qū)紅黑樹中找到其對應的內(nèi)存分區(qū)對象（也就是 vm_area_struct）。

• 把堆空間的內(nèi)存分區(qū)對象的 vm_end 字段設置為新的 brk 值。

至此，brk 系統(tǒng)調(diào)用的工作就完成了（上面沒有分析釋放內(nèi)存的情況），總結(jié)來說，brk 系統(tǒng)調(diào)用的工作主要有兩部分：

把進程的 brk 指針設置為新的 brk 值。

把堆空間的內(nèi)存分區(qū)對象的 vm_end 字段設置為新的 brk 值。

物理內(nèi)存分配

從上面的分析知道，brk 系統(tǒng)調(diào)用申請的是 虛擬內(nèi)存，但存儲數(shù)據(jù)只能使用 物理內(nèi)存。所以，虛擬內(nèi)存必須映射到物理內(nèi)存才能被使用。

那么什么時候才進行內(nèi)存映射呢？

在《你真的理解內(nèi)存分配》一文中介紹過，當對沒有映射的虛擬內(nèi)存地址進行讀寫操作時，CPU 將會觸發(fā) 缺頁異常。內(nèi)核接收到 缺頁異常 后， 會調(diào)用 do_page_fault 函數(shù)進行修復。

我們來分析一下 do_page_fault 函數(shù)的實現(xiàn)（精簡后）：

1void?do_page_fault(struct?pt_regs?*regs,?unsigned?long?error_code)2{3???struct?vm_area_struct?*vma;4???struct?task_struct?*tsk;5???unsigned?long?address;6???struct?mm_struct?*mm;7???int?write;8???int?fault;9 10???tsk?=?current; 11???mm?=?tsk->mm; 12 13???address?=?read_cr2();?//?獲取導致頁缺失異常的虛擬內(nèi)存地址 14??... 15???vma?=?find_vma(mm,?address);?//?通過虛擬內(nèi)存地址從進程內(nèi)存分區(qū)中查找對應的內(nèi)存分區(qū)對象 16??... 17???if?(likely(vma->vm_start?<=?address))?//?如果找到內(nèi)存分區(qū)對象 18???????goto?good_area; 19??... 20 21good_area: 22???write?=?error_code?&?PF_WRITE; 23??... 24???//?調(diào)用?handle_mm_fault?函數(shù)對虛擬內(nèi)存地址進行映射操作 25???fault?=?handle_mm_fault(mm,?vma,?address,?write???FAULT_FLAG_WRITE?:?0); 26??... 27}

do_page_fault 函數(shù)主要完成以下操作：

獲取導致頁缺失異常的虛擬內(nèi)存地址，保存到 address 變量中。

調(diào)用 find_vma 函數(shù)從進程內(nèi)存分區(qū)中查找異常的虛擬內(nèi)存地址對應的內(nèi)存分區(qū)對象。

如果找到內(nèi)存分區(qū)對象，那么調(diào)用 handle_mm_fault 函數(shù)對虛擬內(nèi)存地址進行映射操作。

從上面的分析可知，對虛擬內(nèi)存進行映射操作是通過 handle_mm_fault 函數(shù)完成的，而 handle_mm_fault 函數(shù)的主要工作就是完成對進程 頁表 的填充。

我們通過 圖3 來理解內(nèi)存映射的原理，可以參考文章《一文讀懂 HugePages的原理》：

下面我們來分析一下 handle_mm_fault 的實現(xiàn)，代碼如下：

1int?handle_mm_fault(struct?mm_struct?*mm,?struct?vm_area_struct?*vma,2???????????????????unsigned?long?address,?unsigned?int?flags)3{4???pgd_t?*pgd;??//?頁全局目錄項5???pud_t?*pud;??//?頁上級目錄項6???pmd_t?*pmd;??//?頁中間目錄項7???pte_t?*pte;??//?頁表項8??...9???pgd?=?pgd_offset(mm,?address);?????????//?獲取虛擬內(nèi)存地址對應的頁全局目錄項 10???pud?=?pud_alloc(mm,?pgd,?address);?????//?獲取虛擬內(nèi)存地址對應的頁上級目錄項 11??... 12???pmd?=?pmd_alloc(mm,?pud,?address);?????//?獲取虛擬內(nèi)存地址對應的頁中間目錄項 13??... 14???pte?=?pte_alloc_map(mm,?pmd,?address);?//?獲取虛擬內(nèi)存地址對應的頁表項 15??... 16???//?對頁表項進行映射 17???return?handle_pte_fault(mm,?vma,?address,?pte,?pmd,?flags); 18}

handle_mm_fault 函數(shù)主要對每一級的頁表進行映射（對照 圖3 就容易理解），最終調(diào)用 handle_pte_fault 函數(shù)對 頁表項 進行映射。

我們繼續(xù)來分析 handle_pte_fault 函數(shù)的實現(xiàn)，代碼如下：

1static?inline?int2handle_pte_fault(struct?mm_struct?*mm,?struct?vm_area_struct?*vma,3????????????????unsigned?long?address,?pte_t?*pte,?pmd_t?*pmd,4????????????????unsigned?int?flags)5{6???pte_t?entry;78???entry?=?*pte;9 10???if?(!pte_present(entry))?{?//?還沒有映射到物理內(nèi)存 11???????if?(pte_none(entry))?{ 12??????????... 13???????????//?調(diào)用?do_anonymous_page?函數(shù)進行匿名頁映射（堆空間就是使用匿名頁） 14???????????return?do_anonymous_page(mm,?vma,?address,?pte,?pmd,?flags); 15??????} 16??????... 17??} 18??... 19}

上面代碼簡化了很多與本文無關(guān)的邏輯。從上面代碼可以看出，handle_pte_fault 函數(shù)最終會調(diào)用 do_anonymous_page 來完成內(nèi)存映射操作，我們接著來分析下 do_anonymous_page 函數(shù)的實現(xiàn)：

1static?int2do_anonymous_page(struct?mm_struct?*mm,?struct?vm_area_struct?*vma,3?????????????????unsigned?long?address,?pte_t?*page_table,?pmd_t?*pmd,4?????????????????unsigned?int?flags)5{6???struct?page?*page;7???spinlock_t?*ptl;8???pte_t?entry;9 10???if?(!(flags?&?FAULT_FLAG_WRITE))?{?//?如果是讀操作導致的異常 11???????//?使用?`零頁`?進行映射 12???????entry?=?pte_mkspecial(pfn_pte(my_zero_pfn(address),?vma->vm_page_prot)); 13??????... 14???????goto?setpte; 15??} 16??... 17???//?如果是寫操作導致的異常 18???//?申請一塊新的物理內(nèi)存頁 19???page?=?alloc_zeroed_user_highpage_movable(vma,?address); 20??... 21???//?根據(jù)物理內(nèi)存頁的地址生成映射關(guān)系 22???entry?=?mk_pte(page,?vma->vm_page_prot); 23???if?(vma->vm_flags?&?VM_WRITE) 24???????entry?=?pte_mkwrite(pte_mkdirty(entry)); 25??... 26setpte: 27???set_pte_at(mm,?address,?page_table,?entry);?//?設置頁表項為新的映射關(guān)系 28??... 29???return?0; 30}

do_anonymous_page 函數(shù)的實現(xiàn)比較有趣，它會根據(jù) 缺頁異常 是由讀操作還是寫操作導致的，分為兩個不同的處理邏輯，如下：

• 如果是讀操作導致的，那么將會使用 零頁 進行映射（零頁 是 Linux 內(nèi)核中一個比較特殊的內(nèi)存頁，所有讀操作引起的 缺頁異常 都會指向此頁，從而可以減少物理內(nèi)存的消耗），并且設置其為只讀（因為 零頁 是不能進行寫操作）。如果下次對此頁進行寫操作，將會觸發(fā)寫操作的 缺頁異常，從而進入下面步驟。

• 如果是寫操作導致的，就申請一塊新的物理內(nèi)存頁，然后根據(jù)物理內(nèi)存頁的地址生成映射關(guān)系，再對頁表項進行填充（映射）。

總結(jié)

本文主要介紹了 Linux 內(nèi)存分配的整個過程，當然只是介紹從堆空間分配的內(nèi)存的過程。Linux 分配內(nèi)存的方式還有很多，比如 mmap、HugePages 等，有興趣的可以查閱相關(guān)的資料和書籍。

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總結(jié)

以上是生活随笔為你收集整理的一文读懂 Linux 内存分配全过程的全部內(nèi)容，希望文章能夠幫你解決所遇到的問題。

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