《深入理解LINUX内存管理》学习笔记（一）0.02.01修正版，红字部分为修正后的内容

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引子
为什么要写这个笔记：
1，这本书的中文版翻译了太垃圾，没法阅读。阅读英文原版，可以很好的理解作者的思路。作此笔记备忘
2，一直以来学习LINUX kernel的知识缺乏系统化，借对这本书的学习，系统化的学习一下LINUX kernel。
3，自己一直在做一个too small，too simple的单进程，特权模式，64bit保护模式的称不上OS的ＯＳ，已经做完了bootloader, 构思kernel的实现的时候，困惑在内存管理的实现上，阅读这本书，希望能有利于自己的OS的编写。
4，克服惰性，多读书，希望一天能阅读5页，争取半年内阅读完这本原版700多页的巨著。

不足：

我不可能完全理解LINUX 内存管理的精髓，肯定有很多地方理解错误。希望大家能够指正，以便提高，谢谢。

学习方法：

可能您第一次阅读的时候很多地方都不理解，不用担心。那您可能需要阅读一些文件系统的知识。

或者阅读全部笔记后，再回头阅读，有些地方您就理解了。

言归正传：

一、概要

可用工具

CodeViz: 生成代码调用关系图的工具，这个工具我现在还没有去使用，有兴趣的可以自己试试去建立调用关系图。
http://www.csn.ul.ie/~mel/projects/codeviz/
Linux cross reference (LXR): 以web的方式阅读和查找LINUX内核源代码的工具。这个工具安装相当麻烦，我建议直接到它的官方网站直接读代码。
http://lxr.linux.no/linux+v2.6.24/

模块

LINUX内存管理代码模块主要分为4个部分：

1. Out of memory 代码在mm/oom_kill.c 貌似用于杀进程的时候对内存的操作
2. 虚拟内存的分配 代码在mm/vmalloc.c
3. 物理内存页面分配 代码在mm/page_alloc.cVMA（virtual memory addresses)的 创建和进程内的内存区域的管理
4. 这些模块，贯穿与其他kernel代码之中，形成更复杂的系统模块，如页面替换策略，buffer的输入输出等

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继续

1. 
   

二、物理内存

从硬件角度看内存系统，有2种主流的体系结构，不一致的内存访问系统（NUMA），我不知道什么系统在用这样模式，这种系统将内存系统分割成2块区域（BANK），一块是专门给CPU去访问，一块是给外围设备板卡的DMA去访问。另外一种体系结构，是一致的内存访问系统（UMA），PC都是用的这种结构，这种结构的对于CPU和其他外围设备访问的内存在一块内存条上，没有任何不同。

LINUX内核需要支持这2种体系结构。它引入了一个概念称为node，一个node对应一个bank，对于UMA体系的，系统中只有一个node。在LINUX中引入一个数据结构“struct pglist_data” ,来描述一个node，定义在include/linux/mmzone.h 文件中。（这个结构被typedef pg_data_t）

 对于NUMA系统来讲， 整个系统的内存由一个node_data 的pg_data_t指针数组来管理。（因为可能有多个node）对于PC这样的UMA系统，使用struct pglist_data contig_page_data ，作为系统唯一的node管理所有的内存区域。（UMA系统中中只有一个node）

每个node又被分成多个zone，它们各自描述在内存中的范围。zone由struct zone_struct 数据结构来描述。zone的类型由zone_t表示，有ZONE_DMA, ZONE_NORMAL, ZONE_HIGHMEM这三种类型。它们之间的用途是不一样的，ZONE_DMA类型的内存区域在物理内存的低端，主要是ISA设备只能用低端的地址做DMA操作。ZONE_NORMAL类型的内存区域直接被内核映射到线性地址空间上面的区域（line address space），以后的章节将详细描述。ZONE_HIGHMEM将保留给系统使用。
在PC系统中，内存区域类型如下分布：
ZONE_DMA    0-16MB
ZONE_NORMAL  16MB-896MB
ZONE_HIGHMEM 896MB-物理内存结束

大多数kernel的操作只使用ZONE_NORMAL区域，
系统内存由很多固定大小的内存块组成的，这样的内存块称作为“页”（PAGE），x86体系结构中，page的大小为4096个字节。每个物理的页由一个struct page的数据结构对象来描述。页的数据结构对象都保存在mem_map全局数组中。从载入内核的低地址内存区域的后面内存区域，也就是ZONE_NORMAL开始的地方的内存的页的数据结构对象，都保存在这个全局数组中。

因为ZONE_NORMAL区域的内存空间也是有限的，所以LINUX也支持High memory的访问，这个下面章节会描述，这个章节，将主要描述node，zone，page及它们之间的关联。

Nodes

表示node的数据结构为pg_data_t, 也就是struct pglist_data, 这个结构定义在中：

typedef struct pglist_data
 {

    struct zone
 node_zones
[MAX_NR_ZONES
];

    struct zonelist
 node_zonelists
[MAX_ZONELISTS
];

    int nr_zones
;


    struct page
 *node_mem_map
;


    struct bootmem_data
 *bdata
;


    unsigned long node_start_pfn
;

    unsigned long node_present_pages
; /* total number of physical pages */


    unsigned long node_spanned_pages
; /* total size of physical page


                                         range, including holes */


    int node_id
;

    wait_queue_head_t
 kswapd_wait
;

    struct task_struct
 *kswapd
;

    int kswapd_max_order
;

} pg_data_t
;

node_zones: 分别为ZONE_DMA,ZONE_NORMAL,ZONE_HIGHMEM

node_zonelists: 分配内存操作时的区域顺序，当调用free_area_init_core()时，由mm/page_alloc.c文件中的build_zonelists()函数设置。

nr_zones: node中的zone的数量，1到3个之间。并不是所有的node都有3个zone的，比如有些就没有ZONE_DMA区域。

node_mem_map: node中的第一个page，它可以指向mem_map中的任何一个page。

bdata: 这个仅用于boot 的内存分配，下面再描述

node_start_pfn: pfn是page frame number的缩写。这个成员是用于表示node中的开始那个page在物理内存中的位置的。

                2.4以前的版本，用物理地址来表示的，后来由于硬件的发展，物理内存很可能大于32bit所表示

                4G的内存地址，所以改为以页为单位表示。

node_present_pages: node中的真正可以使用的page数量

node_spanned_pages: node中所有存在的Page的数量，包括可用的，也包括被后面讲到的mem_map所占用的，dma所占用的区域的。（做了修正）

英文原版是这么描述的："node spanned pages" is the total area that is addressed by the node, including

any holes that may exist.可能是包括hold的node可以访问的区域的数量吧。

node_id: node的NODE ID，从0开始

kswapd_wait: node的等待队列


对于单一node的系统，contig_page_data
是系统唯一的node数据结构对象。

Zone

每个zone都由一个struct zone数据结构对象描述。zone对象里面保存着内存使用状态信息，如page使用统计，未使用的内存区域，互斥访问的锁（LOCKS）等。struct zone在中定义（把不关心的NUMA和memory hotplug相关的成员给省略掉了）：
struct zone {
         unsigned long           free_pages;
         unsigned long           pages_min, pages_low, pages_high;
         unsigned long           lowmem_reserve[MAX_NR_ZONES];

         struct per_cpu_pageset  pageset[NR_CPUS];

         spinlock_t              lock;

         struct free_area        free_area[MAX_ORDER];
 
         ZONE_PADDING(_pad1_)  //用于字节对齐
 
         spinlock_t              lru_lock;      
         struct list_head        active_list;
         struct list_head        inactive_list;
         unsigned long           nr_scan_active;
         unsigned long           nr_scan_inactive;
         unsigned long           nr_active;
         unsigned long           nr_inactive;
         unsigned long           pages_scanned;
         int                     all_unreclaimable;
 
         atomic_t                reclaim_in_progress;
 
         atomic_long_t           vm_stat[NR_VM_ZONE_STAT_ITEMS];
 
         int prev_priority;
 
 
         ZONE_PADDING(_pad2_)  //用于字节对齐
         wait_queue_head_t       * wait_table;
         unsigned long           wait_table_hash_nr_entries;
         unsigned long           wait_table_bits;
 
         struct pglist_data      *zone_pgdat;
         unsigned long           zone_start_pfn;
 
         unsigned long           spanned_pages;
         unsigned long           present_pages;
 
         const char              *name;
 } ____cacheline_internodealigned_in_smp;
free_pages：未分配使用的page的数量。
pages_min, pages_low and pages_high： zone对page管理调度的一些参数，下面章节将讲到。
lowmem_reserve[MAX_NR_ZONES]： 为了防止一些代码必须运行在低地址区域，所以事先保留一些低地址区域的内存。
pageset[NR_CPUS]： page管理的数据结构对象，内部有一个page的列表(list)来管理。每个CPU维护一个page list，避免自旋锁的冲突。这个数组的大小和NR_CPUS(CPU的数量）有关，这个值是编译的时候确定的。
lock: 对zone并发访问的保护的自旋锁
free_area： 页面使用状态的信息，以每个bit标识对应的page是否可以分配
lru_lock: LRU（最近最少使用算法)的自旋锁
reclaim_in_progress: 回收操作的原子锁
active_list: 活跃的page的list
inactive_list: 不活跃的page的list
refill_counter:从活跃的page list中移除的page的数量
nr_active: 活跃的page的数量
nr_inactive: 不活跃的page的数量
pressure： 检查回收page的指标
all_unreclaimable: 如果检测2次还是不能回收zone的page的话，则设置为1
pages_scanned: 上次回收page后，扫描过的page的数量。
wait_table：等待一个page释放的等待队列哈希表。它会被wait_on_page(),unlock_page()函数使用. 用哈希表，而不用一个等待队列的原因，防止进程长期等待资源。
wait_table_hash_nr_entries: 哈希表中的等待队列的数量
zone_pgdat: 指向这个zone所在的pglist_data对象。
zone_start_pfn： 和node_start_pfn的含义一样。这个成员是用于表示zone中的开始那个page在物理内存中的位置的
present_pages, spanned_pages: 和node中的类似的成员含义一样。
zone: zone的名字，字符串表示： "DMA","Normal" 和"HighMem"
ZONE_PADDING： 由于自旋锁频繁的被使用，因此为了性能上的考虑，将某些成员对齐到cache line中，有助于提高执行的性能。使用这个宏，可以确定zone->lock,zone->lru_lock,zone->pageset这些成员使用不同的cache line.

Zone的管理调度的一些参数： （Zone watermarks),

英文直译为zone的水平，打个比喻，就像一个水库，水存量很小的时候加大进水量，水存量达到一个标准的时候，减小进水量，当快要满的时候，可能就关闭了进水口。pages_min, pages_low and pages_high就类似与这个标准。

当系统中可用内存很少的时候，系统代码kswapd被唤醒，开始回收释放page。pages_min, pages_low and pages_high这些参数影响着这个代码的行为。

每个zone有三个水平标准：pages_min, pages_low and pages_high，帮助确定zone中内存分配使用的压力状态。kswapd和这3个参数的互动关系如下图：

page_min中所表示的page的数量值，是在内存初始化的过程中调用free_area_init_core()中计算的。这个数值是根据zone中的page的数量除以一个>1的系数来确定的。通常是这样初始化的ZoneSizeInPages/128。

page_low: 当空闲页面的数量达到page_low所标定的数量的时候，kswapd线程将被唤醒，并开始释放回收页面。这个值默认是page_min的2倍。

 page_min: 当空闲页面的数量达到page_min所标定的数量的时候, 分配页面的动作和kswapd线程同步运行

page_high: 当空闲页面的数量达到page_high所标定的数量的时候, kswapd线程将重新休眠，通常这个数值是page_min的3倍。

zone的大小的计算

setup_memory()函数计算每个zone的大小：

 PFN是物理内存以Page为单位的偏移量。系统可用的第一个PFN是min_low_pfn变量，开始与_end标号的后面，也就是kernel结束的地方。在文件mm/bootmem.c中对这个变量作初始化。系统可用的最后一个PFN是max_pfn变量，这个变量的初始化完全依赖与硬件的体系结构。x86的系统中，find_max_pfn()函数通过读取e820表获得最高的page frame的数值。同样在文件mm/bootmem.c中对这个变量作初始化。e820表是由BIOS创建的。

x86中，max_low_pfn变量是由find_max_low_pfn()函数计算并且初始化的，它被初始化成ZONE_NORMAL的最后一个page的位置。这个位置是kernel直接访问的物理内存，也是关系到kernel/userspace通过“PAGE_OFFSET宏”把线性地址内存空间分开的内存地址位置。（原文：This is the physical memory directly accessible
by the kernel and is related to the kernel/userspace split in the linear address space
marked by PAGE OFFSET.）我理解为这段地址kernel可以直接访问，可以通过PAGE_OFFSET宏直接将kernel所用的虚拟地址转换成物理地址的区段。在文件mm/bootmem.c中对这个变量作初始化。在内存比较小的系统中max_pfn和max_low_pfn的值相同。

min_low_pfn, max_pfn和max_low_pfn这3个值，也要用于对高端内存（high memory)的起止位置的计算。在arch/i386/mm/init.c文件中会对类似的highstart_pfn和highend_pfn变量作初始化。这些变量用于对高端内存页面的分配。后面将描述。

 

Zone等待队列表（zone wait queue table)

当对一个page做I/O操作的时候，I/O操作需要被锁住，防止不正确的数据被访问。进程在访问page前，调用wait_on_page()函数，使进程加入一个等待队列。访问完成后，UnlockPage()函数解锁其他进程对page的访问。其他正在等待队列中的进程被唤醒。每个page都可以有一个等待队列，但是太多的分离的等待队列使得花费太多的内存访问周期。替代的解决方法，就是将所有的队列放在struct zone数据结构中。

也可以有一种可能，就是struct zone中只有一个队列，但是这就意味着，当一个page unlock的时候，访问这个zone里内存page的所有休眠的进程将都被唤醒，这样就会出现拥堵（thundering herd）的问题。建立一个哈希表管理多个等待队列，能解决这个问题，zone->wait_table就是这个哈希表。哈希表的方法可能还是会造成一些进程不必要的唤醒。但是这种事情发生的机率不是很频繁的。下面这个图就是进程及等待队列的运行关系：

等待队列的哈希表的分配和建立在free_area_init_core()函数中进行。哈希表的表项的数量在wait_table_size() 函数中计算，并且保持在zone->wait_table_size成员中。最大4096个等待队列。最小是NoPages / PAGES_PER_WAITQUEUE的2次方，NoPages是zone管理的page的数量，PAGES_PER_WAITQUEUE被定义256。（原文：For smaller tables, the size of the table
is the minimum power of 2 required to store NoPages / PAGES PER WAITQUEUE
number of queues, where NoPages is the number of pages in the zone and
PAGE PER WAITQUEUE is defined to be 256.）

下面这个公式可以用于计算这个值：

 

 zone->wait_table_bits用于计算：根据page 地址得到需要使用的等待队列在哈希表中的索引的算法因子。page_waitqueue()函数负责返回zone中page所对应等待队列。它用一个基于struct page虚拟地址的简单的乘法哈希算法来确定等待队列的。

page_waitqueue()函数用GOLDEN_RATIO_PRIME的地址和“右移zone→wait_table_bits一个索引值”的一个乘积来确定等待队列在哈希表中的索引的。

Zone的初始化

在kernel page table通过paging_init()函数完全建立起z来以后，zone被初始化。下面章节将描述这个。当然不同的体系结构这个过程肯定也是不一样的，但它们的目的却是相同的：确定什么参数需要传递给free_area_init()函数（对于UMA体系结构）或者free_area_init_node()函数（对于NUMA体系结构）。这里省略掉NUMA体系结构的说明。

free_area_init()函数的参数：

unsigned long *zones_sizes:  系统中每个zone所管理的page的数量的数组。这个时候，还没能确定zone中那些page是可以分配使用的（free）。这个信息知道boot memory allocator完成之前还无法知道。