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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