如何實現完全解析HugePages

這期內容當中小編將會給大家帶來有關如何實現完全解析HugePages，文章內容豐富且以專業的角度為大家分析和敘述，閱讀完這篇文章希望大家可以有所收獲。

本文使用 Linux 內核 2.6.23 版本

HugePages分配器初始化

在內核初始化時，會調用 hugetlb_init 函數對 HugePages 分配器進行初始化，其實現如下：

static int __init hugetlb_init(void) {     unsigned long i;      // 1. 初始化空閑大內存頁鏈表 hugepage_freelists,      //    內核使用 hugepage_freelists 鏈表把空閑的大內存頁連接起來,     //    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 為系統能夠使用的大頁內存的數量,     //    由系統啟動項 hugepages 指定,     //    這里主要申請大內存頁, 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 函數主要完成兩個工作：

• 初始化空閑大內存頁鏈表 hugepage_freelists，這個鏈表保存了系統中能夠使用的大內存。

• 為系統申請空閑的大內存頁，并且保存到 hugepage_freelists 鏈表中。

我們再來分析下 alloc_fresh_huge_page 函數是怎么申請大內存頁的，其實現如下：

 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. 設置釋放大內存頁的回調函數為 free_huge_page         set_compound_page_dtor(page, free_huge_page);          ...         // 3. put_page 函數將會調用上面設置的 free_huge_page 函數把內存頁放入到緩存隊列中         put_page(page);          return 1;     }      return 0; }

所以，alloc_fresh_huge_page 函數主要完成三個工作：

• 調用 alloc_pages_node 函數申請一個大內存頁(2MB)。

• 設置大內存頁的釋放回調函數為 free_huge_page，當釋放大內存頁時，將會調用這個函數進行釋放操作。

• 調用 put_page 函數釋放大內存頁，其將會調用 free_huge_page 函數進行相關操作。

那么，我們來看看 free_huge_page 函數是怎么釋放大內存頁的，其實現如下：

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

free_huge_page 函數主要調用 enqueue_huge_page 函數把大內存頁添加到空閑大內存頁鏈表中，其實現如下：

 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        // 把大內存頁添加到空閑鏈表 hugepage_freelists 中      list_add(&page->lru, &hugepage_freelists[nid]);        // 增加計數器      free_huge_pages++;     free_huge_pages_node[nid]++; }

從上面的實現可知，enqueue_huge_page 函數只是簡單的把大內存頁添加到空閑鏈表 hugepage_freelists  中，并且增加計數器。

假如我們設置了系統能夠使用的大內存頁為 100 個，那么空閑大內存頁鏈表 hugepage_freelists 的結構如下圖所示：

所以，HugePages 分配器初始化的調用鏈為：

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

為系統準備好空閑的大內存頁后，現在來了解下怎樣分配大內存頁。在《一文讀懂 HugePages的原理》一文中介紹過，要申請大內存頁，必須使用 mmap  系統調用把虛擬內存映射到 hugetlbfs 文件系統中的文件中。

免去繁瑣的文件系統掛載過程，我們主要來看看當使用 mmap 系統調用把虛擬內存映射到 hugetlbfs 文件系統的文件時會發生什么事情。

每個文件描述符對象都有個 mmap 的方法，此方法會在調用 mmap 函數映射到文件時被觸發，我們來看看 hugetlbfs 文件的 mmap  方法所對應的真實函數，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現，hugetlbfs 文件的 mmap 方法被設置為 hugetlbfs_file_mmap 函數。所以當調用 mmap 函數映射  hugetlbfs 文件時，將會調用 hugetlbfs_file_mmap 函數來處理。

而 hugetlbfs_file_mmap 函數最主要的工作就是把虛擬內存分區對象的 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; // 為虛擬內存分區添加 VM_HUGETLB 標志位     ...     return ret; }

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

虛擬內存與物理內存映射

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

我們來看看整個流程，如下圖所示：

所以，最終會調用 do_page_fault 函數對 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存管理對象     address = read_cr2(); // 2. 獲取觸發缺頁異常的虛擬內存地址      ...     vma = find_vma(mm, address); // 3. 通過虛擬內存地址獲取對應的虛擬內存分區對象     ...      // 4. 調用 handle_mm_fault 函數對異常進行修復     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存管理對象。

• 調用 read_cr2 獲取觸發缺頁異常的虛擬內存地址。

• 通過觸發 缺頁異常 的虛擬內存地址獲取對應的虛擬內存分區對象。

• 調用 handle_mm_fault 函數對 缺頁異常 進行修復。

我們繼續來看看 handle_mm_fault 函數的實現，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))) // 虛擬內存分區是否需要使用 HugePages         return hugetlb_fault(mm, vma, address, write_access); // 如果使用 HugePages, 就調用 hugetlb_fault 進行處理     ... }

對 handle_mm_fault 函數進行精簡后，邏輯就非常清晰。如果虛擬內存分區使用 HugePages，那么就調用 hugetlb_fault  函數進行處理(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 對應的頁表結構，如下圖：

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

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. 那么調用 hugetlb_no_page 函數進行映射操作         ret = hugetlb_no_page(mm, vma, address, ptep, write_access);         ...         return ret;     }     ... }

對 hugetlb_fault 函數進行精簡后，主要完成兩個工作：

• 通過觸發 缺頁異常 的虛擬內存地址找到其對應的 頁中間目錄項。

• 調用 hugetlb_no_page 函數對 頁中間目錄項 進行映射操作。

我們再來看看 hugetlb_no_page 函數怎么對 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. 從空閑大內存頁鏈表 hugepage_freelists 中申請一個大內存頁         page = alloc_huge_page(vma, address);         ...     }     ...     // 2. 通過大內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 函數進行精簡后，主要完成3個工作：

• 調用 alloc_huge_page 函數從空閑大內存頁鏈表 hugepage_freelists 中申請一個大內存頁。

• 通過大內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 大內存頁 ，否則就指向 頁表。

上述就是小編為大家分享的如何實現完全解析HugePages了，如果剛好有類似的疑惑，不妨參照上述分析進行理解。如果想知道更多相關知識，歡迎關注億速云行業資訊頻道。