《Linux内核设计与实现》读书笔记（十二）- 内存管理
转自：http://www.cnblogs.com/wang_yb/archive/2013/05/23/3095907.html
内核的内存使用不像用户空间那样随意，内核的内存出现错误时也只有靠自己来解决（用户空间的内存错误可以抛给内核来解决）。
所有内核的内存管理必须要简洁而且高效。
主要内容：
- 内存的管理单元
- 获取内存的方法
- 获取高端内存
- 内核内存的分配方式
- 总结
1. 内存的管理单元
内存最基本的管理单元是页，同时按照内存地址的大小，大致分为3个区。
1.1 页
页的大小与体系结构有关，在 x86 结构中一般是 4KB或者8KB。
可以通过 getconf 命令来查看系统的page的大小：
[wangyubin@localhost ]$ getconf -a | grep -i 'page' PAGESIZE 4096 PAGE_SIZE 4096 _AVPHYS_PAGES 637406 _PHYS_PAGES 2012863
以上的 PAGESIZE 就是当前机器页大小，即 4KB
页的结构体头文件是： <linux/mm_types.h> 位置：include/linux/mm_types.h
/*
* 页中包含的成员非常多，还包含了一些联合体
* 其中有些字段我暂时还不清楚含义，以后再补上。。。
*/
struct page {
unsigned long flags; /* 存放页的状态，各种状态参见<linux/page-flags.h> */
atomic_t _count; /* 页的引用计数 */
union {
atomic_t _mapcount; /* 已经映射到mms的pte的个数 */
struct { /* 用于slab层 */
u16 inuse;
u16 objects;
};
};
union {
struct {
unsigned long private; /* 此page作为私有数据时，指向私有数据 */
struct address_space *mapping; /* 此page作为页缓存时，指向关联的address_space */
};
#if USE_SPLIT_PTLOCKS
spinlock_t ptl;
#endif
struct kmem_cache *slab; /* 指向slab层 */
struct page *first_page; /* 尾部复合页中的第一个页 */
};
union {
pgoff_t index; /* Our offset within mapping. */
void *freelist; /* SLUB: freelist req. slab lock */
};
struct list_head lru; /* 将页关联起来的链表项 */
#if defined(WANT_PAGE_VIRTUAL)
void *virtual; /* 页的虚拟地址 */
#endif /* WANT_PAGE_VIRTUAL */
#ifdef CONFIG_WANT_PAGE_DEBUG_FLAGS
unsigned long debug_flags; /* Use atomic bitops on this */
#endif
#ifdef CONFIG_KMEMCHECK
/*
* kmemcheck wants to track the status of each byte in a page; this
* is a pointer to such a status block. NULL if not tracked.
*/
void *shadow;
#endif
};
物理内存的每个页都有一个对应的 page 结构，看似会在管理上浪费很多内存，其实细细算来并没有多少。
比如上面的page结构体，每个字段都算4个字节的话，总共40多个字节。(union结构只算一个字段)
那么对于一个页大小 4KB 的 4G内存来说，一个有 4*1024*1024 / 4 = 1048576 个page，
一个page 算40个字节，在管理内存上共消耗内存 40MB左右。
如果页的大小是 8KB 的话，消耗的内存只有 20MB 左右。相对于 4GB 来说并不算很多。
1.2 区
页是内存管理的最小单元，但是并不是所有的页对于内核都一样。
内核将内存按地址的顺序分成了不同的区，有的硬件只能访问有专门的区。
内核中分的区定义在头文件 <linux/mmzone.h> 位置：include/linux/mmzone.h
内存区的种类参见 enum zone_type 中的定义。
内存区的结构体定义也在 <linux/mmzone.h> 中。
具体参考其中 struct zone 的定义。
其实一般主要关注的区只有3个：
| 区 |
描述 |
物理内存 |
| ZONE_DMA | DMA使用的页 | <16MB |
| ZONE_NORMAL | 正常可寻址的页 | 16～896MB |
| ZONE_HIGHMEM | 动态映射的页 | >896MB |
某些硬件只能直接访问内存地址，不支持内存映射，对于这些硬件内核会分配 ZONE_DMA 区的内存。
某些硬件的内存寻址范围很广，比虚拟寻址范围还要大的多，那么就会用到 ZONE_HIGHMEM 区的内存，
对于 ZONE_HIGHMEM 区的内存，后面还会讨论。
对于大部分的内存申请，只要用 ZONE_NORMAL 区的内存即可。
2. 获取内存的方法
内核中提供了多种获取内存的方法，了解各种方法的特点，可以恰当的将其用于合适的场景。
2.1 按页获取 - 最原始的方法，用于底层获取内存的方式
以下分配内存的方法参见：<linux/gfp.h>
| 方法 |
描述 |
| alloc_page(gfp_mask) | 只分配一页，返回指向页结构的指针 |
| alloc_pages(gfp_mask, order) | 分配 2^order 个页，返回指向第一页页结构的指针 |
| __get_free_page(gfp_mask) | 只分配一页，返回指向其逻辑地址的指针 |
| __get_free_pages(gfp_mask, order) | 分配 2^order 个页，返回指向第一页逻辑地址的指针 |
| get_zeroed_page(gfp_mask) | 只分配一页，让其内容填充为0，返回指向其逻辑地址的指针 |
alloc** 方法和 get** 方法的区别在于，一个返回的是内存的物理地址，一个返回内存物理地址映射后的逻辑地址。
如果无须直接操作物理页结构体的话，一般使用 get** 方法。
相应的释放内存的函数如下：也是在 <linux/gfp.h> 中定义的
extern void __free_pages(struct page *page, unsigned int order); extern void free_pages(unsigned long addr, unsigned int order); extern void free_hot_page(struct page *page);
在请求内存时，参数中有个 gfp_mask 标志，这个标志是控制分配内存时必须遵守的一些规则。
gfp_mask 标志有3类：(所有的 GFP 标志都在 <linux/gfp.h> 中定义)
- 行为标志 ：控制分配内存时，分配器的一些行为
- 区标志 ：控制内存分配在那个区(ZONE_DMA, ZONE_NORMAL, ZONE_HIGHMEM 之类)
- 类型标志 ：由上面2种标志组合而成的一些常用的场景
行为标志主要有以下几种：
| 行为标志 |
描述 |
| __GFP_WAIT | 分配器可以睡眠 |
| __GFP_HIGH | 分配器可以访问紧急事件缓冲池 |
| __GFP_IO | 分配器可以启动磁盘I/O |
| __GFP_FS | 分配器可以启动文件系统I/O |
| __GFP_COLD | 分配器应该使用高速缓存中快要淘汰出去的页 |
| __GFP_NOWARN | 分配器将不打印失败警告 |
| __GFP_REPEAT | 分配器在分配失败时重复进行分配，但是这次分配还存在失败的可能 |
| __GFP_NOFALL | 分配器将无限的重复进行分配。分配不能失败 |
| __GFP_NORETRY | 分配器在分配失败时不会重新分配 |
| __GFP_NO_GROW | 由slab层内部使用 |
| __GFP_COMP | 添加混合页元数据，在 hugetlb 的代码内部使用 |
区标志主要以下3种：
| 区标志 |
描述 |
| __GFP_DMA | 从 ZONE_DMA 分配 |
| __GFP_DMA32 | 只在 ZONE_DMA32 分配 (注1) |
| __GFP_HIGHMEM | 从 ZONE_HIGHMEM 或者 ZONE_NORMAL 分配 (注2) |
注1：ZONE_DMA32 和 ZONE_DMA 类似，该区包含的页也可以进行DMA操作。
唯一不同的地方在于，ZONE_DMA32 区的页只能被32位设备访问。
注2：优先从 ZONE_HIGHMEM 分配，如果 ZONE_HIGHMEM 没有多余的页则从 ZONE_NORMAL 分配。
类型标志是编程中最常用的，在使用标志时，应首先看看类型标志中是否有合适的，如果没有，再去自己组合 行为标志和区标志。
| 类型标志 |
实际标志 |
描述 |
| GFP_ATOMIC | __GFP_HIGH | 这个标志用在中断处理程序，下半部，持有自旋锁以及其他不能睡眠的地方 |
| GFP_NOWAIT | 0 | 与 GFP_ATOMIC 类似，不同之处在于，调用不会退给紧急内存池。 这就增加了内存分配失败的可能性 |
| GFP_NOIO | __GFP_WAIT | 这种分配可以阻塞，但不会启动磁盘I/O。 这个标志在不能引发更多磁盘I/O时能阻塞I/O代码，可能会导致递归 |
| GFP_NOFS | (__GFP_WAIT ｜ __GFP_IO) | 这种分配在必要时可能阻塞，也可能启动磁盘I/O，但不会启动文件系统操作。 这个标志在你不能再启动另一个文件系统的操作时，用在文件系统部分的代码中 |
| GFP_KERNEL | (__GFP_WAIT ｜ __GFP_IO ｜ __GFP_FS ) | 这是常规的分配方式，可能会阻塞。这个标志在睡眠安全时用在进程上下文代码中。 为了获得调用者所需的内存，内核会尽力而为。这个标志应当为首选标志 |
| GFP_USER | (__GFP_WAIT ｜ __GFP_IO ｜ __GFP_FS ) | 这是常规的分配方式，可能会阻塞。用于为用户空间进程分配内存时 |
| GFP_HIGHUSER | (__GFP_WAIT ｜ __GFP_IO ｜ __GFP_FS )｜__GFP_HIGHMEM) | 从 ZONE_HIGHMEM 进行分配，可能会阻塞。用于为用户空间进程分配内存 |
| GFP_DMA | __GFP_DMA | 从 ZONE_DMA 进行分配。需要获取能供DMA使用的内存的设备驱动程序使用这个标志 通常与以上的某个标志组合在一起使用。 |
以上各种类型标志的使用场景总结：
| 场景 |
相应标志 |
| 进程上下文，可以睡眠 | 使用 GFP_KERNEL |
| 进程上下文，不可以睡眠 | 使用 GFP_ATOMIC，在睡眠之前或之后以 GFP_KERNEL 执行内存分配 |
| 中断处理程序 | 使用 GFP_ATOMIC |
| 软中断 | 使用 GFP_ATOMIC |
| tasklet | 使用 GFP_ATOMIC |
| 需要用于DMA的内存，可以睡眠 | 使用 (GFP_DMA｜GFP_KERNEL) |
| 需要用于DMA的内存，不可以睡眠 | 使用 (GFP_DMA｜GFP_ATOMIC)，或者在睡眠之前执行内存分配 |
2.2 按字节获取 - 用的最多的获取方法
这种内存分配方法是平时使用比较多的，主要有2种分配方法：kmalloc()和vmalloc()
kmalloc的定义在 <linux/slab_def.h> 中
/** * @size - 申请分配的字节数 * @flags - 上面讨论的各种 gfp_mask */ static __always_inline void *kmalloc(size_t size, gfp_t flags) #+end_src vmalloc的定义在 mm/vmalloc.c 中 #+begin_src C /** * @size - 申请分配的字节数 */ void *vmalloc(unsigned long size)
kmalloc 和 vmalloc 区别在于：
- kmalloc 分配的内存物理地址是连续的，虚拟地址也是连续的
- vmalloc 分配的内存物理地址是不连续的，虚拟地址是连续的
因此在使用中，用的较多的还是 kmalloc，因为kmalloc 的性能较好。
因为kmalloc的物理地址和虚拟地址之间的映射比较简单，只需要将物理地址的第一页和虚拟地址的第一页关联起来即可。
而vmalloc由于物理地址是不连续的，所以要将物理地址的每一页都和虚拟地址关联起来才行。
kmalloc 和 vmalloc 所对应的释放内存的方法分别为：
void kfree(const void *) void vfree(const void *)
2.3 slab层获取 - 效率最高的获取方法
频繁的分配/释放内存必然导致系统性能的下降，所以有必要为频繁分配/释放的对象内心建立缓存。
而且，如果能为每个处理器建立专用的高速缓存，还可以避免 SMP锁带来的性能损耗。
2.3.1 slab层实现原理
linux中的高速缓存是用所谓 slab 层来实现的，slab层即内核中管理高速缓存的机制。
整个slab层的原理如下：
- 可以在内存中建立各种对象的高速缓存(比如进程描述相关的结构 task_struct 的高速缓存)
- 除了针对特定对象的高速缓存以外，也有通用对象的高速缓存
- 每个高速缓存中包含多个 slab，slab用于管理缓存的对象
- slab中包含多个缓存的对象，物理上由一页或多个连续的页组成
高速缓存->slab->缓存对象之间的关系如下图：
2.3.2 slab层的应用
slab结构体的定义参见：mm/slab.c
struct slab {
struct list_head list; /* 存放缓存对象，这个链表有 满，部分满，空 3种状态 */
unsigned long colouroff; /* slab 着色的偏移量 */
void *s_mem; /* 在 slab 中的第一个对象 */
unsigned int inuse; /* slab 中已分配的对象数 */
kmem_bufctl_t free; /* 第一个空闲对象(如果有的话) */
unsigned short nodeid; /* 应该是在 NUMA 环境下使用 */
};
slab层的应用主要有四个方法：
- 高速缓存的创建
- 从高速缓存中分配对象
- 向高速缓存释放对象
- 高速缓存的销毁
/**
* 创建高速缓存
* 参见文件： mm/slab.c
* 这个函数的注释很详细，这里就不多说了。
*/
struct kmem_cache *
kmem_cache_create (const char *name, size_t size, size_t align,
unsigned long flags, void (*ctor)(void *))
/**
* 从高速缓存中分配对象也很简单
* 函数参见文件：mm/slab.c
* @cachep - 指向高速缓存指针
* @flags - 之前讨论的 gfp_mask 标志，只有在高速缓存中所有slab都没有空闲对象时，
* 需要申请新的空间时，这个标志才会起作用。
*
* 分配成功时，返回指向对象的指针
*/
void *kmem_cache_alloc(struct kmem_cache *cachep, gfp_t flags)
/**
* 向高速缓存释放对象
* @cachep - 指向高速缓存指针
* @objp - 要释放的对象的指针
*/
void kmem_cache_free(struct kmem_cache *cachep, void *objp)
/**
* 销毁高速缓存
* @cachep - 指向高速缓存指针
*/
void kmem_cache_destroy(struct kmem_cache *cachep)
我做了创建高速缓存的例子，来尝试使用上面的几个函数。
测试代码如下：(其中用到的 kn_common.h 和 kn_common.c 参见之前的博客《Linux内核设计与实现》读书笔记（六）- 内核数据结构)
#include <linux/slab.h>
#include <linux/slab_def.h>
#include "kn_common.h"
MODULE_LICENSE("Dual BSD/GPL");
#define MYSLAB "testslab"
static struct kmem_cache *myslab;
/* 申请内存时调用的构造函数 */
static void ctor(void* obj)
{
printk(KERN_ALERT "constructor is running....\n");
}
struct student
{
int id;
char* name;
};
static void print_student(struct student *);
static int testslab_init(void)
{
struct student *stu1, *stu2;
/* 建立slab高速缓存，名称就是宏 MYSLAB */
myslab = kmem_cache_create(MYSLAB,
sizeof(struct student),
0,
0,
ctor);
/* 高速缓存中分配2个对象 */
printk(KERN_ALERT "alloc one student....\n");
stu1 = (struct student*)kmem_cache_alloc(myslab, GFP_KERNEL);
stu1->id = 1;
stu1->name = "wyb1";
print_student(stu1);
printk(KERN_ALERT "alloc one student....\n");
stu2 = (struct student*)kmem_cache_alloc(myslab, GFP_KERNEL);
stu2->id = 2;
stu2->name = "wyb2";
print_student(stu2);
/* 释放高速缓存中的对象 */
printk(KERN_ALERT "free one student....\n");
kmem_cache_free(myslab, stu1);
printk(KERN_ALERT "free one student....\n");
kmem_cache_free(myslab, stu2);
/* 执行完后查看 /proc/slabinfo 文件中是否有名称为 “testslab”的缓存 */
return 0;
}
static void testslab_exit(void)
{
/* 删除建立的高速缓存 */
printk(KERN_ALERT "*************************\n");
print_current_time(0);
kmem_cache_destroy(myslab);
printk(KERN_ALERT "testslab is exited!\n");
printk(KERN_ALERT "*************************\n");
/* 执行完后查看 /proc/slabinfo 文件中是否有名称为 “testslab”的缓存 */
}
static void print_student(struct student *stu)
{
if (stu != NULL)
{
printk(KERN_ALERT "**********student info***********\n");
printk(KERN_ALERT "student id is: %d\n", stu->id);
printk(KERN_ALERT "student name is: %s\n", stu->name);
printk(KERN_ALERT "*********************************\n");
}
else
printk(KERN_ALERT "the student info is null!!\n");
}
module_init(testslab_init);
module_exit(testslab_exit);
Makefile文件如下：
# must complile on customize kernel
obj-m += myslab.o
myslab-objs := testslab.o kn_common.o
#generate the path
CURRENT_PATH:=$(shell pwd)
#the current kernel version number
LINUX_KERNEL:=$(shell uname -r)
#the absolute path
LINUX_KERNEL_PATH:=/usr/src/kernels/$(LINUX_KERNEL)
#complie object
all:
make -C $(LINUX_KERNEL_PATH) M=$(CURRENT_PATH) modules
rm -rf modules.order Module.symvers .*.cmd *.o *.mod.c .tmp_versions *.unsigned
#clean
clean:
rm -rf modules.order Module.symvers .*.cmd *.o *.mod.c *.ko .tmp_versions *.unsigned
执行测试代码：(我是在 centos6.3 x64 上实验的)
[root@vbox chap12]# make [root@vbox chap12]# insmod myslab.ko [root@vbox chap12]# dmesg | tail -220 # 可以看到第一次申请内存时，系统一次分配很多内存用于缓存(构造函数执行了多次) [root@vbox chap12]# cat /proc/slabinfo | grep test #查看我们建立的缓存名在不在系统中 testslab 0 0 16 202 1 : tunables 120 60 0 : slabdata 0 0 0 [root@vbox chap12]# rmmod myslab.ko #卸载内核模块 [root@vbox chap12]# cat /proc/slabinfo | grep test #我们的缓存名已经不在系统中了
3. 获取高端内存
高端内存就是之前提到的 ZONE_HIGHMEM 区的内存。
在x86体系结构中，这个区的内存不能映射到内核地址空间上，也就是没有逻辑地址，
为了使用 ZONE_HIGHMEM 区的内存，内核提供了永久映射和临时映射2种手段：
3.1 永久映射
永久映射的函数是可以睡眠的，所以只能用在进程上下文中。
/* 将 ZONE_HIGHMEM 区的一个page永久的映射到内核地址空间 * 返回值即为这个page对应的逻辑地址 */ static inline void *kmap(struct page *page) /* 允许永久映射的数量是有限的，所以不需要高端内存时，应该及时的解除映射 */ static inline void kunmap(struct page *page)
3.2 临时映射
临时映射不会阻塞，也禁止了内核抢占，所以可以用在中断上下文和其他不能重新调度的地方。
/**
* 将 ZONE_HIGHMEM 区的一个page临时映射到内核地址空间
* 其中的 km_type 表示映射的目的，
* enum kn_type 的定义参见：<asm/kmap_types.h>
*/
static inline void *kmap_atomic(struct page *page, enum km_type idx)
/* 相应的解除映射是个宏 */
#define kunmap_atomic(addr, idx) do { pagefault_enable(); } while (0)
以上的函数都在 <linux/highmem.h> 中定义的。
4. 内核内存的分配方式
内核的内存分配和用户空间的内存分配相比有着更多的限制条件，同时也有着更高的性能要求。
下面讨论2个和用户空间不同的内存分配方式。
4.1 内核栈上的静态分配
用户空间中一般不用担心栈上的内存不足，也不用担心内存的管理问题(比如内存越界之类的)，
即使出了异常也有内核来保证系统的正常运行。
而在内核空间则完全不一样，不仅栈空间有限，而且为了管理的效率和尽量减少问题的发生，
内核栈一般都是小而且固定的。
在x86体系结构中，内核栈的大小一般就是1页或2页，即 4KB ~ 8KB
内核栈可以在编译内核时通过配置选项将内核栈配置为1页，
配置为1页的好处是分配时比较简单，只有一页，不存在内存碎片的情况，因为一页是本就是分配的最小单位。
当有中断发生时，如果共享内核栈，中断程序和被中断程序共享一个内核栈会可能导致空间不足，
于是，每个进程除了有个内核栈之外，还有一个中断栈，中断栈一般也就1页大小。
查看当前系统内核栈大小的方法：
[xxxxx@localhost ~]$ ulimit -a | grep 'stack' stack size (kbytes, -s) 8192
4.2 按CPU分配
与单CPU环境不同，SMP环境下的并行是真正的并行。单CPU环境是宏观并行，微观串行。
真正并行时，会有更多的并发问题。
假定有如下场景：
void* p;
if (p == NULL)
{
/* 对 P 进行相应的操作，最终 P 不是NULL了 */
}
else
{
/* P 不是NULL，继续对 P 进行相应的操作 */
}
在上述场景下，可能会有以下的执行流程：
- 刚开始 p == NULL
- 线程A 执行到 [if (p == NULL)] ，刚进入 if 内的代码时被线程B 抢占
由于线程A 还没有执行 if 内的代码，所以 p 仍然是 NULL - 线程B 抢占到CPU后开始执行，执行到 [if (p == NULL)]时， 发现 p 是 NULL，执行 if 内的代码
- 线程B 执行完后，线程A 重新被调度，继续执行 if 的代码
其实此时由于线程B 已经执行完，p 已经不是 NULL了，线程A 可能会破坏线程B 已经完成的处理，导致数据不一致
在单CPU环境下，上述情况无需加锁，只需在 if 处理之前禁止内核抢占，在 else 处理之后恢复内核抢占即可。
而在SMP环境下，上述情况必须加锁，因为禁止内核抢占只能禁止当前CPU的抢占，其他的CPU仍然调度线程B 来抢占线程A 的执行
SMP环境下加锁过多的话，会严重影响并行的效率，如果是自旋锁的话，还会浪费其他CPU的执行时间。
所以内核中才有了按CPU分配数据的接口。
按CPU分配数据之后，每个CPU自己的数据不会被其他CPU访问，虽然浪费了一点内存，但是会使系统更加的简洁高效。
4.2.1 按CPU分配的优势
按CPU来分配数据主要有2个优点：
- 最直接的效果就是减少了对数据的锁，提高了系统的性能
- 由于每个CPU有自己的数据，所以处理器切换时可以大大减少缓存失效的几率 (*注1)
注1：如果一个处理器操作某个数据，而这个数据在另一个处理器的缓存中时，那么存放这个数据的那个
处理器必须清理或刷新自己的缓存。持续的缓存失效成为缓存抖动，对系统性能影响很大。
4.2.2 编译时分配
可以在编译时就定义分配给每个CPU的变量，其分配的接口参见：<linux/percpu-defs.h>
/* 给每个CPU声明一个类型为 type，名称为 name 的变量 */ DECLARE_PER_CPU(type, name) /* 给每个CPU定义一个类型为 type，名称为 name 的变量 */ DEFINE_PER_CPU(type, name)
注意上面两个宏，一个是声明，一个是定义。
其实也就是 DECLARE_PER_CPU 中多了个 extern 的关键字
分配好变量后，就可以在代码中使用这个变量 name 了。
DEFINE_PER_CPU(int, name); /* 为每个CPU定义一个 int 类型的name变量 */ get_cpu_var(name)++; /* 当前处理器上的name变量 +1 */ put_cpu_var(name); /* 完成对name的操作后，激活当前处理器的内核抢占 */
通过 get_cpu_var 和 put_cpu_var 的代码，我们可以发现其中有禁止和激活内核抢占的函数。
相关代码在 <linux/percpu.h> 中
#define get_cpu_var(var) (*({ \
extern int simple_identifier_##var(void); \
preempt_disable();/* 这句就是禁止当前处理器上的内核抢占 */ \
&__get_cpu_var(var); }))
#define put_cpu_var(var) preempt_enable() /* 这句就是激活当前处理器上的内核抢占 */
4.2.3 运行时分配
除了像上面那样静态的给每个CPU分配数据，还可以以指针的方式在运行时给每个CPU分配数据。
动态分配参见：<linux/percpu.h>
/* 给每个处理器分配一个 size 字节大小的对象，对象的偏移量是 align */
extern void *__alloc_percpu(size_t size, size_t align);
/* 释放所有处理器上已分配的变量 __pdata */
extern void free_percpu(void *__pdata);
/* 还有一个宏，是按对象类型 type 来给每个CPU分配数据的，
* 其实本质上还是调用了 __alloc_percpu 函数 */
#define alloc_percpu(type) (type *)__alloc_percpu(sizeof(type), \
__alignof__(type))
动态分配的一个使用例子如下：
void *percpu_ptr;
unsigned long *foo;
percpu_ptr = alloc_percpu(unsigned long);
if (!percpu_ptr)
/* 内存分配错误 */
foo = get_cpu_var(percpu_ptr);
/* 操作foo ... */
put_cpu_var(percpu_ptr);
5. 总结
在众多的内存分配函数中，如何选择合适的内存分配函数很重要，下面总结了一些选择的原则：
| 应用场景 |
分配函数选择 |
| 如果需要物理上连续的页 | 选择低级页分配器或者 kmalloc 函数 |
| 如果kmalloc分配是可以睡眠 | 指定 GFP_KERNEL 标志 |
| 如果kmalloc分配是不能睡眠 | 指定 GFP_ATOMIC 标志 |
| 如果不需要物理上连续的页 | vmalloc 函数 (vmalloc 的性能不如 kmalloc) |
| 如果需要高端内存 | alloc_pages 函数获取 page 的地址，在用 kmap 之类的函数进行映射 |
| 如果频繁撤销/创建教导的数据结构 | 建立slab高速缓存 |