• 转让malloc()该功能后,发生了什么事内核?附malloc()和free()实现源


             特此声明:在本文中,引用另一篇文章和帖子,结合的概括的理解malloc()函数的实现机制。

        我们常常会在C程序中调用malloc()函数动态分配一块连续的内存空间并使用它们。那么,这些用户空间发生的事会引发内核空间什么样的反应呢?

        malloc()是一个API,这个函数在库中封装了系统调用brk。因此假设调用malloc,那么首先会引发brk系统调用运行的过程。

    brk()在内核中相应的系统调用服务例程为SYSCALL_DEFINE1(brk, unsigned long, brk)。參数brk用来指定heap段新的结束地址。也就是又一次指定mm_struct结构中的brk字段。

        brk系统调用服务例程首先会确定heap段的起始地址min_brk。然后再检查资源的限制问题。接着,将新老heap地址分别依照页大小对齐,对齐后的地址分别存储在newbrk和okdbrk中。

        brk()系统调用本身既能够缩小堆大小。又能够扩大堆大小。缩小堆这个功能是通过调用do_munmap()完毕的。假设要扩大堆的大小。那么必须先通过find_vma_intersection()检查扩大以后的堆是否与已经存在的某个虚拟内存重合,怎样重合则直接退出。否则,调用do_brk()进行接下来扩大堆的各种工作。

        

    <span style="font-size:18px;">SYSCALL_DEFINE1(brk, unsigned long, brk)
    {
            unsigned long rlim, retval;
            unsigned long newbrk, oldbrk;
            struct mm_struct *mm = current->mm;
            unsigned long min_brk;
    
            down_write(&mm->mmap_sem);
     
    #ifdef CONFIG_COMPAT_BRK
            min_brk = mm->end_code;
    #else
            min_brk = mm->start_brk;
    #endif
            if (brk < min_brk)
                    goto out;
     
            rlim = rlimit(RLIMIT_DATA);
            if (rlim < RLIM_INFINITY && (brk - mm->start_brk) +
                            (mm->end_data - mm->start_data) > rlim)
     
            newbrk = PAGE_ALIGN(brk);
            oldbrk = PAGE_ALIGN(mm->brk);
            if (oldbrk == newbrk)
                    goto set_brk;
            if (brk brk) {
                    if (!do_munmap(mm, newbrk, oldbrk-newbrk))
                            goto set_brk;
                    goto out;
            }
     
            if (find_vma_intersection(mm, oldbrk, newbrk+PAGE_SIZE))
                    goto out;
     
            if (do_brk(oldbrk, newbrk-oldbrk) != oldbrk)
                    goto out;
    set_brk:
            mm->brk = brk;
    out:
            retval = mm->brk;
            up_write(&mm->mmap_sem);
            return retval;
    }</span>
           brk系统调用服务例程最后将返回堆的新结束地址。

        用户进程调用malloc()会使得内核调用brk系统调用服务例程。由于malloc总是动态的分配内存空间,因此该服务例程此时会进入第二条运行路径中,即扩大堆。do_brk()主要完毕下面工作:

    1.通过get_unmapped_area()在当前进程的地址空间中查找一个符合len大小的线性区间。而且该线性区间的必须在addr地址之后。假设找到了这个空暇的线性区间,则返回该区间的起始地址,否则返回错误代码-ENOMEM;

    2.通过find_vma_prepare()在当前进程全部线性区组成的红黑树中依次遍历每一个vma。以确定上一步找到的新区间之前的线性区对象的位置。假设addr位于某个现存的vma中,则调用do_munmap()删除这个线性区。假设删除成功则继续查找,否则返回错误代码。

    3.眼下已经找到了一个合适大小的空暇线性区,接下来通过vma_merge()去试着将当前的线性区与临近的线性区进行合并。假设合并成功。那么该函数将返回prev这个线性区的vm_area_struct结构指针。同一时候结束do_brk()。否则,继续分配新的线性区。

    4.接下来通过kmem_cache_zalloc()在特定的slab快速缓存vm_area_cachep中为这个线性区分配vm_area_struct结构的描写叙述符。

    5.初始化vma结构中的各个字段。

    6.更新mm_struct结构中的vm_total字段,它用来同级当前进程所拥有的vma数量。

    7.假设当前vma设置了VM_LOCKED字段。那么通过mlock_vma_pages_range()马上为这个线性区分配物理页框。

    否则,do_brk()结束。

        能够看到,do_brk()主要是为当前进程分配一个新的线性区。在没有设置VM_LOCKED标志的情况下,它不会立马为该线性区分配物理页框。而是通过vma一直将分配物理内存的工作进行延迟,直至发生缺页异常。

      

           经过上面的过程,malloc()返回了线性地址,假设此时用户进程訪问这个线性地址,那么就会发生缺页异常(Page Fault)。整个缺页异常的处理过程很复杂,我们这里仅仅关注与malloc()有关的那一条运行路径。

       当CPU产生一个异常时,将会跳转到异常处理的整个处理流程中。对于缺页异常,CPU将跳转到page_fault异常处理程序中。

    异常处理程序会调用do_page_fault()函数,该函数通过读取CR2寄存器获得引起缺页的线性地址。通过各种条件推断以便确定一个合适的方案来处理这个异常。

          

        do_page_fault()函数:

        该函数通过各种条件来检測当前发生异常的情况,但至少do_page_fault()会区分出引发缺页的两种情况:由编程错误引发异常,以及由进程地址空间中还未分配物理内存的线性地址引发。

    对于后一种情况,通常还分为用户空间所引发的缺页异常和内核空间引发的缺页异常。

        内核引发的异常是由vmalloc()产生的,它仅仅用于内核空间内存的分配。

    显然,我们这里须要关注的是用户空间所引发的异常情况。这部分工作从do_page_fault()中的good_area标号处開始运行,主要通过handle_mm_fault()完毕。

    <span style="font-size:18px;">dotraplinkage void __kprobes do_page_fault(struct pt_regs *regs, unsigned long error_code)
    {
    …… ……
    good_area:
            write = error_code & PF_WRITE;
     
            if (unlikely(access_error(error_code, write, vma))) {
                    bad_area_access_error(regs, error_code, address);
                    return;
            }
            fault = handle_mm_fault(mm, vma, address, write ? FAULT_FLAG_WRITE : 0);
    }</span>

           handle_mm_fault()函数:

        该函数的主要功能是为引发缺页的进程分配一个物理页框,它先确定与引发缺页的线性地址相应的各级页文件夹项是否存在,怎样不存在则分进行分配。详细怎样分配这个页框是通过调用handle_pte_fault()完毕的。

    <span style="font-size:18px;">int handle_mm_fault(struct mm_struct *mm, struct vm_area_struct *vma, unsigned long address, unsigned int flags)
    {
            pgd_t *pgd;
            pud_t *pud;
            pmd_t *pmd;
            pte_t *pte;
            …… ……
            pgd = pgd_offset(mm, address);
            pud = pud_alloc(mm, pgd, address);
            if (!pud)
                    return VM_FAULT_OOM;
            pmd = pmd_alloc(mm, pud, address);
            if (!pmd)
                    return VM_FAULT_OOM;
            pte = pte_alloc_map(mm, pmd, address);
            if (!pte)
                    return VM_FAULT_OOM;
              return handle_pte_fault(mm, vma, address, pte, pmd, flags);
    }</span>

        handle_pte_fault()函数:

        该函数依据页表项pte所描写叙述的物理页框是否在物理内存中,分为两大类:

        请求调页:被訪问的页框不再主存中,那么此时必须分配一个页框。

        写时复制:被訪问的页存在,可是该页是仅仅读的。内核须要对该页进行写操作,此时内核将这个已存在的仅仅读页中的数据拷贝到一个新的页框中。

        用户进程訪问由malloc()分配的内存空间属于第一种情况。对于请求调页。handle_pte_fault()仍然将其细分为三种情况:

        1.假设页表项确实为空(pte_none(entry)),那么必须分配页框。

    假设当前进程实现了vma操作函数集合中的fault钩子函数,那么这样的情况属于基于文件的内存映射。它调用do_linear_fault()进行分配物理页框。

    否则。内核将调用针对匿名映射分配物理页框的函数do_anonymous_page()。

        2.假设检測出该页表项为非线性映射(pte_file(entry)),则调用do_nonlinear_fault()分配物理页。

        3.假设页框事先被分配,可是此刻已经由主存换出到了外存。则调用do_swap_page()完毕页框分配。

    由malloc分配的内存将会调用do_anonymous_page()分配物理页框。

    <span style="font-size:18px;">static inline int handle_pte_fault(struct mm_struct *mm, struct vm_area_struct *vma, unsigned long address, pte_t *pte, pmd_t *pmd, unsigned int flags)
    {
            …… ……
            if (!pte_present(entry)) {
                    if (pte_none(entry)) {
                            if (vma->vm_ops) {
                                    if (likely(vma->vm_ops->fault))
                                            return do_linear_fault(mm, vma, address,
                                                    pte, pmd, flags, entry);
                            }
                            return do_anonymous_page(mm, vma, address,
                                                     pte, pmd, flags);
                    }
                    if (pte_file(entry))
                            return do_nonlinear_fault(mm, vma, address,
                                            pte, pmd, flags, entry);
                    return do_swap_page(mm, vma, address,
                                            pte, pmd, flags, entry);
            }
    …… ……
    }</span>

        do_anonymous_page()函数:

        此时,缺页异常处理程序最终要为当前进程分配物理页框了。它通过alloc_zeroed_user_highpage_movable()来完毕这个过程。

    我们层层拨开这个函数的外衣,发现它最终调用了alloc_pages()。

    <span style="font-size:18px;">static int do_anonymous_page(struct mm_struct *mm, struct vm_area_struct *vma,
                    unsigned long address, pte_t *page_table, pmd_t *pmd,
                    unsigned int flags)
    {
    …… ……
            if (unlikely(anon_vma_prepare(vma)))
                    goto oom;
            page = alloc_zeroed_user_highpage_movable(vma, address);
            if (!page)
                    goto oom;
    …… ……
    }</span>
        经过这样一个复杂的过程,用户进程所訪问的线性地址最终相应到了一块物理内存。
        以下附上我自觉得比較完好的malloc()和free()函数源码:

    <span style="font-size:18px;">#include <unistd.h>
    #include <stdlib.h>
    //块首
    union header
    {
    	struct{
    		union header *next;//指向下一空暇快的指针
    		unsigned int size;//空暇块的大小
    	}s;
    	long x;//对齐
    };
    typedef union header Header;
    
    #define NALLOC 1024;//请求的最小单位数,每页大小为1KB
    static Header* moreSys(unsigned int num);//向系统申请一块内存
    void* userMalloc(unsigned int nbytes);//从用户管理区申请内存
    void userFree(void *ap);//释放内存,放入到用户管理区
    
    static Header base;//定义空暇链表头
    static Header *free_list = NULL;//空暇链表的起始查询指针
    
    void* userMalloc(unsigned int nbytes)
    {
    	Header *p;
    	Header *prev;
    	unsigned int unitNum;
    	//将申请的字节数nbytes转换成unitNum个块首单位,多计算一个作为管理块首
    	unitNum = (nbytes + sizeof(Header) - 1)/sizeof(Header) + 1;
    	if ((prev = free_list) == NULL)//假设无空暇链表,定义空暇链表
    	{
    		base.s.next = free_list = prev = &base;
    		base.s.size = 1;
    	}
    	for (p = prev->s.next; ; p = p->s.next, prev = p)
    	{
    		if (p->s.size >= unitNum)//空暇块足够大
    		{
    			if (p->s.size <= (unitNum + 1))
    			{
    				prev->s.next = p->s.next;
    			}
    			else//偏大,切出须要的一块
    			{
    				p->s.size = unitNum;
    				p += p->s.size;
    				p->s.size = unitNum;
    		    }
    			free_list = prev;
    			return (void *)(p+1);
    		}
    		if (p == free_list)
    		{
    			if ((p = moreSys(unitNum)) == NULL)//无合适块。向系统申请
    			{
    				return NULL;
    			}
    		}
    	}
    }
    
    static Header* moreSys(unsigned int num)
    {
    	char *cp;
    	Header *up;
    
    	if(num < NALLOC)
    		num = NALLOC;//向系统申请的最小量
    	cp = sbrk(num * sizeof(Header));
    	if (cp == (char *)-1)
    	{
    		return NULL;//无空暇页面。返回空地址
    	}
    	up = (Header *)cp;
    	up->s.size = num;
    	userFree(up + 1);
    	return free_list;
    }</span>

    <span style="font-size:18px;">//回收内存到空暇链上
    void Free(void *ap)
    {
    Header *bp, *p;
    bp = (Header *)ap - 1;	 //指向块首
    
    for(p = free_list; !(bp>p && bp<p->s.next); p = p->s.next)	//按地址定位空暇块在链表
    //中的位置
    if(p>=p->s.next && (bp>p || bp<p->s.next))
    break;	 //空暇块在两端
    if(bp + bp->s.size == p->s.next) {	 //看空暇块是否与已有的块相邻,相邻就合并
    bp->s.size += p->s.next->s.size;
    bp->s.next = p->s.next->s.next;
    }
    else
    bp->s.next = p->s.next;
    
    if(p + p->s.size == bp) {
    p->s.size += bp->s.size;
    p->s.next = bp->s.next;
    }
    else 
    p->s.next = bp;
    
    free_list = p;
    }</span>




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