标题:
linux内核中的内存分配睡眠问题
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作者:
yuyang911220
时间:
2017-6-7 10:22
标题:
linux内核中的内存分配睡眠问题
在linux内核当中,分配内存是常有的事情,许多的内核数据结构都需要动态建立,这就需要分配内存,如果当下没有可用内存的话,内存分配函数是返回 NULL,还是睡眠等待呢?这其实是两种策略,答案也是非常简单,当当前的执行环境不允许睡眠的时候就不能睡眠,比如说中断,当前可以睡眠的时候就可以睡 眠等待,比如进程的系统调用或缺页异常处理中,基于以上不同的策略,内核专门为内存分配函数提供了flag参数,它们都是以GFP_打头的参数,可以参考 内核代码。最终都要进入__alloc_pages:
struct
page * fastcall __alloc_pages(unsigned
int
gfp_mask, unsigned
int
order,
struct
zonelist *zonelist)
{
const
int
wait = gfp_mask & __GFP_WAIT;
unsigned
long
min;
struct
zone **zones, *z;
struct
page *page;
struct
reclaim_state reclaim_state;
struct
task_struct *p = current;
int
i;
int
alloc_type;
int
do_retry;
int
can_try_harder;
//这个can_try_harder很重要,见下面初始化
might_sleep_if(wait);
can_try_harder = (unlikely(rt_task(p)) && !in_interrupt()) || !wait;
zones = zonelist->zones;
/* the list of zones suitable for gfp_mask */
if
(unlikely(zones[0] == NULL)) {
return
NULL;
}
alloc_type = zone_idx(zones[0]);
for
(i = 0; (z = zones
) != NULL; i++) {
min = z->pages_low + (1<<order) + z->protection[alloc_type];
if
(z->free_pages < min)
continue
;
page = buffered_rmqueue(z, order, gfp_mask);
if
(page)
goto
got_pg;
}
for
(i = 0; (z = zones
) != NULL; i++)
wakeup_kswapd(z);
//这个wakeup并不能引起进程切换,稍后解释
for
(i = 0; (z = zones
) != NULL; i++) {
//常规分配,逐渐加大强度
min = z->pages_min;
if
(gfp_mask & __GFP_HIGH)
min /= 2;
if
(can_try_harder)
//can_try_harder影响着内存分配是否在本zone进行
min -= min / 4;
min += (1<<order) + z->protection[alloc_type];
if
(z->free_pages < min)
//满足一定条件才进入下面的buffered_rmqueue实际分配,这对于保证空闲页面在一定范围内是很重要的。
continue
;
page = buffered_rmqueue(z, order, gfp_mask);
if
(page)
goto
got_pg;
}
if
((p->flags & (PF_MEMALLOC | PF_MEMDIE)) && !in_interrupt()) {
//特权分配,没有强度限制
for
(i = 0; (z = zones
) != NULL; i++) {
page = buffered_rmqueue(z, order, gfp_mask);
if
(page)
goto
got_pg;
}
goto
nopage;
}
if
(!wait)
//如果不能睡眠等待,比如在中断中,则直接退出此次分配
goto
nopage;
rebalance:
//平衡内存
p->flags |= PF_MEMALLOC;
reclaim_state.reclaimed_slab = 0;
p->reclaim_state = &reclaim_state;
try_to_free_pages(zones, gfp_mask, order);
//这个函数中有显式的睡眠
p->reclaim_state = NULL;
p->flags &= ~PF_MEMALLOC;
for
(i = 0; (z = zones
) != NULL; i++) {
min = z->pages_min;
if
(gfp_mask & __GFP_HIGH)
min /= 2;
if
(can_try_harder)
min -= min / 4;
min += (1<<order) + z->protection[alloc_type];
if
(z->free_pages < min)
continue
;
page = buffered_rmqueue(z, order, gfp_mask);
if
(page)
goto
got_pg;
}
do_retry = 0;
if
(!(gfp_mask & __GFP_NORETRY)) {
if
((order <= 3) || (gfp_mask & __GFP_REPEAT))
do_retry = 1;
if
(gfp_mask & __GFP_NOFAIL)
do_retry = 1;
}
if
(do_retry) {
blk_congestion_wait(WRITE, HZ/50);
goto
rebalance;
}
nopage:
if
(!(gfp_mask & __GFP_NOWARN) && printk_ratelimit()) {
printk(KERN_WARNING
"%s: page allocation failure."
" order:%d, mode:0x%x\n"
,
p->comm, order, gfp_mask);
dump_stack();
}
return
NULL;
got_pg:
zone_statistics(zonelist, z);
kernel_map_pages(page, 1 << order, 1);
return
page;
}
上述函数中有wakeup_kswapd调 用,不管能否睡眠都回调用它,如果你认为它会导致进程切换会导致内存分配进程的睡眠,那么你就大错特错了,wakeup操作只是设置了 TF_NEED_RESCHED标志,虽然有了调度请求,可以调度点的验证却无法通过,在中断或原子上下文,进程的preempt标志为非0,而只有它为 0的时候才会通过调度点的验证实际发生进程切换,实际上在中断中会有很多wakeup的发生,很多进程都是在中断中被wakup的,真正会发生睡眠的是在 try_to_free_pages函数中,该函数中可能要调用blk_congestion_wait,而blk_congestion_wait则会 毫不犹豫地进入睡眠,因此页面分配标志中如果没有_GFP_WAIT标志,根本就无法进入try_to_free_pages,从而也不会睡眠,反之,一 旦设置了该标志便会有可能进入睡眠。我们来看看vmalloc函数会不会睡眠:
void
*vmalloc(unsigned
long
size)
{
return
__vmalloc(size, GFP_KERNEL | __GFP_HIGHMEM, PAGE_KERNEL);
}
#define GFP_KERNEL (__GFP_WAIT | __GFP_IO | __GFP_FS)
结果很显然,我就不说了,而kmalloc和get_free_pages是可以自己设置标志把握策略的,因此在中断中不要调用vmalloc来分配内存。
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