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在《一文讀懂 HugePages的原理》一文中介紹了 HugePages(大內(nèi)存頁)的原理和使用，現(xiàn)在我們來分析一下 Linux 內(nèi)核是怎么實現(xiàn) HugePages 分配的。

本文使用 Linux 內(nèi)核 2.6.23 版本

HugePages分配器初始化

在內(nèi)核初始化時，會調(diào)用 hugetlb_init 函數(shù)對 HugePages 分配器進行初始化，其實現(xiàn)如下：

static int __init hugetlb_init(void) 
{ 
    unsigned long i; 
 
    // 1. 初始化空閑大內(nèi)存頁鏈表 hugepage_freelists,  
    //    內(nèi)核使用 hugepage_freelists 鏈表把空閑的大內(nèi)存頁連接起來, 
    //    為了分析簡單，我們可以把 MAX_NUMNODES 當成 1 
    for (i = 0; i < MAX_NUMNODES; ++i)           
        INIT_LIST_HEAD(&hugepage_freelists[i]);  
 
    // 2. max_huge_pages 為系統(tǒng)能夠使用的大頁內(nèi)存的數(shù)量, 
    //    由系統(tǒng)啟動項 hugepages 指定, 
    //    這里主要申請大內(nèi)存頁, 并且保存到 hugepage_freelists 鏈表中. 
    for (i = 0; i < max_huge_pages; ++i) { 
        if (!alloc_fresh_huge_page()) 
            break; 
    } 
 
    max_huge_pages = free_huge_pages = nr_huge_pages = i; 
 
    return 0; 
} 

hugetlb_init 函數(shù)主要完成兩個工作：

• 初始化空閑大內(nèi)存頁鏈表 hugepage_freelists，這個鏈表保存了系統(tǒng)中能夠使用的大內(nèi)存。
• 為系統(tǒng)申請空閑的大內(nèi)存頁，并且保存到 hugepage_freelists 鏈表中。

我們再來分析下 alloc_fresh_huge_page 函數(shù)是怎么申請大內(nèi)存頁的，其實現(xiàn)如下：

 static int alloc_fresh_huge_page(void) 
 { 
     static int prev_nid; 
     struct page *page; 
     int nid; 
     ... 
     // 1. 申請一個大的物理內(nèi)存頁... 
     page = alloc_pages_node(nid, htlb_alloc_mask|__GFP_COMP|__GFP_NOWARN, 
                            HUGETLB_PAGE_ORDER); 
 
    if (page) { 
        // 2. 設置釋放大內(nèi)存頁的回調(diào)函數(shù)為 free_huge_page 
        set_compound_page_dtor(page, free_huge_page);  
        ... 
        // 3. put_page 函數(shù)將會調(diào)用上面設置的 free_huge_page 函數(shù)把內(nèi)存頁放入到緩存隊列中 
        put_page(page); 
 
        return 1; 
    } 
 
    return 0; 
} 

所以，alloc_fresh_huge_page 函數(shù)主要完成三個工作：

• 調(diào)用 alloc_pages_node 函數(shù)申請一個大內(nèi)存頁(2MB)。
• 設置大內(nèi)存頁的釋放回調(diào)函數(shù)為 free_huge_page，當釋放大內(nèi)存頁時，將會調(diào)用這個函數(shù)進行釋放操作。
• 調(diào)用 put_page 函數(shù)釋放大內(nèi)存頁，其將會調(diào)用 free_huge_page 函數(shù)進行相關操作。

那么，我們來看看 free_huge_page 函數(shù)是怎么釋放大內(nèi)存頁的，其實現(xiàn)如下：

static void free_huge_page(struct page *page) 
{ 
    ... 
    enqueue_huge_page(page);     // 把大內(nèi)存頁放置到空閑大內(nèi)存頁鏈表中 
    ... 
} 

free_huge_page 函數(shù)主要調(diào)用 enqueue_huge_page 函數(shù)把大內(nèi)存頁添加到空閑大內(nèi)存頁鏈表中，其實現(xiàn)如下：

 static void enqueue_huge_page(struct page *page) 
 { 
     int nid = page_to_nid(page); // 我們假設這里一定返回 0 
  
     // 把大內(nèi)存頁添加到空閑鏈表 hugepage_freelists 中 
     list_add(&page->lru, &hugepage_freelists[nid]); 
  
     // 增加計數(shù)器 
     free_huge_pages++; 
    free_huge_pages_node[nid]++; 
}                                                              

從上面的實現(xiàn)可知，enqueue_huge_page 函數(shù)只是簡單的把大內(nèi)存頁添加到空閑鏈表 hugepage_freelists 中，并且增加計數(shù)器。

假如我們設置了系統(tǒng)能夠使用的大內(nèi)存頁為 100 個，那么空閑大內(nèi)存頁鏈表 hugepage_freelists 的結(jié)構(gòu)如下圖所示：

所以，HugePages 分配器初始化的調(diào)用鏈為：

hugetlb_init() 
      | 
      +——> alloc_fresh_huge_page() 
                      | 
                      |——> alloc_pages_node() 
                      |——> set_compound_page_dtor() 
                      +——> put_page() 
                               | 
                               +——> free_huge_page() 
                                            | 
                                            +——> enqueue_huge_page() 

hugetlbfs 文件系統(tǒng)

為系統(tǒng)準備好空閑的大內(nèi)存頁后，現(xiàn)在來了解下怎樣分配大內(nèi)存頁。在《一文讀懂 HugePages的原理》一文中介紹過，要申請大內(nèi)存頁，必須使用 mmap 系統(tǒng)調(diào)用把虛擬內(nèi)存映射到 hugetlbfs 文件系統(tǒng)中的文件中。

免去繁瑣的文件系統(tǒng)掛載過程，我們主要來看看當使用 mmap 系統(tǒng)調(diào)用把虛擬內(nèi)存映射到 hugetlbfs 文件系統(tǒng)的文件時會發(fā)生什么事情。

每個文件描述符對象都有個 mmap 的方法，此方法會在調(diào)用 mmap 函數(shù)映射到文件時被觸發(fā)，我們來看看 hugetlbfs 文件的 mmap 方法所對應的真實函數(shù)，如下：

const struct file_operations hugetlbfs_file_operations = { 
    .mmap               = hugetlbfs_file_mmap, 
    .fsync              = simple_sync_file, 
    .get_unmapped_area  = hugetlb_get_unmapped_area, 
}; 

從上面的代碼可以發(fā)現(xiàn)，hugetlbfs 文件的 mmap 方法被設置為 hugetlbfs_file_mmap 函數(shù)。所以當調(diào)用 mmap 函數(shù)映射 hugetlbfs 文件時，將會調(diào)用 hugetlbfs_file_mmap 函數(shù)來處理。

而 hugetlbfs_file_mmap 函數(shù)最主要的工作就是把虛擬內(nèi)存分區(qū)對象的 vm_flags 字段添加 VM_HUGETLB 標志位，如下代碼：

static int  
hugetlbfs_file_mmap(struct file *file, struct vm_area_struct *vma) 
{ 
    ... 
    vma->vm_flags |= VM_HUGETLB | VM_RESERVED; // 為虛擬內(nèi)存分區(qū)添加 VM_HUGETLB 標志位 
    ... 
    return ret; 
} 

為虛擬內(nèi)存分區(qū)對象設置 VM_HUGETLB 標志位的作用是：當對虛擬內(nèi)存分區(qū)進行物理內(nèi)存映射時，會進行特殊的處理，下面將會介紹。

虛擬內(nèi)存與物理內(nèi)存映射

使用 mmap 函數(shù)映射到 hugetlbfs 文件后，會返回一個虛擬內(nèi)存地址。當對這個虛擬內(nèi)存地址進行訪問(讀寫)時，由于此虛擬內(nèi)存地址還沒有與物理內(nèi)存地址進行映射，將會觸發(fā) 缺頁異常，內(nèi)核會調(diào)用 do_page_fault 函數(shù)對 缺頁異常 進行修復。

我們來看看整個流程，如下圖所示：

所以，最終會調(diào)用 do_page_fault 函數(shù)對 缺頁異常 進行修復操作，我們來看看 do_page_fault 做了什么工作，實現(xiàn)如下：

asmlinkage void 
__kprobes do_page_fault(struct pt_regs *regs, unsigned long error_code) 
{ 
    ... 
    struct mm_struct *mm; 
    struct vm_area_struct *vma; 
    unsigned long address; 
    ... 
 
    mm = tsk->mm;         // 1. 獲取當前進程對應的內(nèi)存管理對象 
    address = read_cr2(); // 2. 獲取觸發(fā)缺頁異常的虛擬內(nèi)存地址 
 
    ... 
    vma = find_vma(mm, address); // 3. 通過虛擬內(nèi)存地址獲取對應的虛擬內(nèi)存分區(qū)對象 
    ... 
 
    // 4. 調(diào)用 handle_mm_fault 函數(shù)對異常進行修復 
    fault = handle_mm_fault(mm, vma, address, write); 
    ... 
 
    return; 
} 

上面代碼對 do_page_fault 進行了精簡，精簡后主要完成4個工作：

• 獲取當前進程對應的內(nèi)存管理對象。
• 調(diào)用 read_cr2 獲取觸發(fā)缺頁異常的虛擬內(nèi)存地址。
• 通過觸發(fā) 缺頁異常 的虛擬內(nèi)存地址獲取對應的虛擬內(nèi)存分區(qū)對象。
• 調(diào)用 handle_mm_fault 函數(shù)對 缺頁異常 進行修復。

我們繼續(xù)來看看 handle_mm_fault 函數(shù)的實現(xiàn)，代碼如下：

int handle_mm_fault(struct mm_struct *mm, struct vm_area_struct *vma, 
                    unsigned long address, int write_access) 
{ 
    ... 
    if (unlikely(is_vm_hugetlb_page(vma))) // 虛擬內(nèi)存分區(qū)是否需要使用 HugePages 
        return hugetlb_fault(mm, vma, address, write_access); // 如果使用 HugePages, 就調(diào)用 hugetlb_fault 進行處理 
    ... 
} 

對 handle_mm_fault 函數(shù)進行精簡后，邏輯就非常清晰。如果虛擬內(nèi)存分區(qū)使用 HugePages，那么就調(diào)用 hugetlb_fault 函數(shù)進行處理(由于我們分析使用 HugePages 的情況，所以剛好進入這個分支)。

hugetlb_fault 函數(shù)主要對進程的頁表進行填充，所以我們先來回顧一下 HugePages 對應的頁表結(jié)構(gòu)，如下圖：

從上圖可以看出，使用 HugePages 后，頁中間目錄 直接指向物理內(nèi)存頁。所以，hugetlb_fault 函數(shù)主要就是對 頁中間目錄項 進行填充。實現(xiàn)如下：

int hugetlb_fault(struct mm_struct *mm, struct vm_area_struct *vma, 
                  unsigned long address, int write_access) 
{ 
    pte_t *ptep; 
    pte_t entry; 
    int ret; 
 
    ptep = huge_pte_alloc(mm, address); // 1. 找到虛擬內(nèi)存地址對應的頁中間目錄項 
    ... 
    entry = *ptep; 
 
    if (pte_none(entry)) { // 如果頁中間目錄項還沒進行映射 
        // 2. 那么調(diào)用 hugetlb_no_page 函數(shù)進行映射操作 
        ret = hugetlb_no_page(mm, vma, address, ptep, write_access); 
        ... 
        return ret; 
    } 
    ... 
} 

對 hugetlb_fault 函數(shù)進行精簡后，主要完成兩個工作：

• 通過觸發(fā) 缺頁異常 的虛擬內(nèi)存地址找到其對應的 頁中間目錄項。
• 調(diào)用 hugetlb_no_page 函數(shù)對 頁中間目錄項 進行映射操作。

我們再來看看 hugetlb_no_page 函數(shù)怎么對 頁中間目錄項 進行填充：

static int 
hugetlb_no_page(struct mm_struct *mm, struct vm_area_struct *vma, 
                unsigned long address, pte_t *ptep, int write_access) 
{ 
    ... 
    page = find_lock_page(mapping, idx); 
    if (!page) { 
        ... 
        // 1. 從空閑大內(nèi)存頁鏈表 hugepage_freelists 中申請一個大內(nèi)存頁 
        page = alloc_huge_page(vma, address); 
        ... 
    } 
    ... 
    // 2. 通過大內(nèi)存頁的物理地址生成頁中間目錄項的值 
    new_pte = make_huge_pte(vma, page, ((vma->vm_flags & VM_WRITE) 
                                            && (vma->vm_flags & VM_SHARED))); 
 
    // 3. 設置頁中間目錄項的值為上面生成的值 
    set_huge_pte_at(mm, address, ptep, new_pte); 
    ... 
    return ret; 
} 

通過對 hugetlb_no_page 函數(shù)進行精簡后，主要完成3個工作：

• 調(diào)用 alloc_huge_page 函數(shù)從空閑大內(nèi)存頁鏈表 hugepage_freelists 中申請一個大內(nèi)存頁。
• 通過大內(nèi)存頁的物理地址生成頁中間目錄項的值。
• 設置頁中間目錄項的值為上面生成的值。

至此，HugePages 的映射過程已經(jīng)完成。

還有個問題，就是 CPU 怎么知道 頁中間表項 指向的是 頁表 還是 大內(nèi)存頁 呢?

這是因為 頁中間表項 有個 PSE 的標志位，如果將其設置為1，那么就表明其指向 大內(nèi)存頁 ，否則就指向 頁表。

總結(jié)

本文介紹了 HugePages 實現(xiàn)的整個流程，當然本文也只是介紹了申請內(nèi)存的流程，釋放內(nèi)存的流程并沒有分析，如果有興趣的話可以自己查閱源碼。