Linux内核中常见内存分配函数

1.原理说明

　　Linux内核中采 用了一种同时适用于32位和64位系统的内 存分页模型，对于32位系统来说，两级页表足够用了，而在x86_64系 统中，用到了四级页表，如图2-1所示。四级页表分别为：

　　* 页全局目录(Page Global Directory)

　　* 页上级目录(Page Upper Directory)

　　* 页中间目录(Page Middle Directory)

　　* 页表(Page Table)

　　页全局目录包含若干页上级目录的地址，页上级目录又依次包含若干页中间目录的地址，而页中间目录又包含若干页表的地址，每一个页表项指 向一个页框。Linux中采用4KB大小的 页框作为标准的内存分配单元。

　　多级分页目录结构

　　1.1.伙伴系统算法

　　在实际应用中，经常需要分配一组连续的页框，而频繁地申请和释放不同大小的连续页框，必然导致在已分配页框的内存块中分散了许多小块的 空闲页框。这样，即使这些页框是空闲的，其他需要分配连续页框的应用也很难得到满足。

　　为了避免出现这种情况，Linux内核中引入了伙伴系统算法(buddy system)。把所有的空闲页框分组为11个 块链表，每个块链表分别包含大小为1，2，4，8，16，32，64，128，256，512和1024个连续页框的页框块。最大可以申请1024个连 续页框，对应4MB大小的连续内存。每个页框块的第一个页框的物理地址是该块大小的整数倍。

　　假设要申请一个256个页框的块，先从256个页框的链表中查找空闲块，如果没有，就去512个 页框的链表中找，找到了则将页框块分为2个256个 页框的块，一个分配给应用，另外一个移到256个页框的链表中。如果512个页框的链表中仍没有空闲块，继续向1024个页 框的链表查找，如果仍然没有，则返回错误。

　　页框块在释放时，会主动将两个连续的页框块合并为一个较大的页框块。

　　1.2.slab分 配器

　　slab分配器源于 Solaris 2.4 的 分配算法，工作于物理内存页框分配器之上，管理特定大小对象的缓存，进行快速而高效的内存分配。

　　slab分配器为每种使用的内核对象建立单独的缓冲区。Linux 内核已经采用了伙伴系统管理物理内存页框，因此 slab分配器直接工作于伙伴系 统之上。每种缓冲区由多个 slab 组成，每个 slab就是一组连续的物理内存页框，被划分成了固定数目的对象。根据对象大小的不同，缺省情况下一个 slab 最多可以由 1024个页框构成。出于对齐 等其它方面的要求，slab 中分配给对象的内存可能大于用户要求的对象实际大小，这会造成一定的 内存浪费。

　　2.常用内存分配函数

　　2.1.__get_free_pages

　　unsigned long __get_free_pages(gfp_t gfp_mask, unsigned int order)

　　__get_free_pages函数是最原始的内存分配方式，直接从伙伴系统中获取原始页框，返回值为第一个页框的起始地址。__get_free_pages在实现上只是封装了alloc_pages函 数，从代码分析，alloc_pages函数会分配长度为1<

　　2.2.kmem_cache_alloc

　　struct kmem_cache *kmem_cache_create(const char *name, size_t size,

　　size_t align, unsigned long flags,

　　void (*ctor)(void*, struct kmem_cache *, unsigned long),

　　void (*dtor)(void*, struct kmem_cache *, unsigned long))

　　void *kmem_cache_alloc(struct kmem_cache *c, gfp_t flags)

　　kmem_cache_create/ kmem_cache_alloc是基于slab分配器的一种内存分配方式，适用于反复分配释放同一大小内存块的场合。首先用kmem_cache_create创建一个高速缓存区域，然后用kmem_cache_alloc从 该高速缓存区域中获取新的内存块。 kmem_cache_alloc一次能分配的最大内存由mm/slab.c文件中的MAX_OBJ_ORDER宏 定义，在默认的2.6.18内核版本中，该宏定义为5， 于是一次最多能申请1<<5 * 4KB也就是128KB的 连续物理内存。分析内核源码发现，kmem_cache_create函数的size参数大于128KB时会调用BUG()。结果验证了分析结果，用kmem_cache_create分 配超过128KB的内存时使内核崩溃。

　　2.3.kmalloc

　　void *kmalloc(size_t size, gfp_t flags)

　　kmalloc是内核中最常用的一种内存分配方式，它通过调用kmem_cache_alloc函 数来实现。kmalloc一次最多能申请的内存大小由include//Kmalloc_size.h的 内容来决定，在默认的2.6.18内核版本中，kmalloc一 次最多能申请大小为131702B也就是128KB字 节的连续物理内存。测试结果表明，如果试图用kmalloc函数分配大于128KB的内存，编译不能通过。

　　2.4.vmalloc

　　void *vmalloc(unsigned long size)

　　前面几种内存分配方式都是物理连续的，能保证较低的平均访问时间。但是在某些场合中，对内存区的请求不是很频繁，较高的内存访问时间也 可以接受，这是就可以分配一段线性连续，物理不连续的地址，带来的好处是一次可以分配较大块的内存。图3-1表 示的是vmalloc分配的内存使用的地址范围。vmalloc对 一次能分配的内存大小没有明确限制。出于性能考虑，应谨慎使用vmalloc函数。在测试过程中， 最大能一次分配1GB的空间。

　　Linux内核部分内存分布

　　2.5.dma_alloc_coherent

　　void *dma_alloc_coherent(struct device *dev, size_t size,

　　ma_addr_t *dma_handle, gfp_t gfp)

　　DMA是一种硬件机制，允许外围设备和主存之间直接传输IO数据，而不需要CPU的参与，使用DMA机制能大幅提高与设备通信的 吞吐量。DMA操作中，涉及到CPU高速缓 存和对应的内存数据一致性的问题，必须保证两者的数据一致，在x86_64体系结构中，硬件已经很 好的解决了这个问题， dma_alloc_coherent和__get_free_pages函数实现差别不大，前者实际是调用__alloc_pages函 数来分配内存，因此一次分配内存的大小限制和后者一样。__get_free_pages分配的内 存同样可以用于DMA操作。测试结果证明，dma_alloc_coherent函 数一次能分配的最大内存也为4M。

　　2.6.ioremap

　　void * ioremap (unsigned long offset, unsigned long size)

　　ioremap是一种更直接的内存“分配”方式，使用时直接指定物理起始地址和需要分配内存的大小，然后将该段 物理地址映射到内核地址空间。ioremap用到的物理地址空间都是事先确定的，和上面的几种内存 分配方式并不太一样，并不是分配一段新的物理内存。ioremap多用于设备驱动，可以让CPU直接访问外部设备的IO空间。ioremap能映射的内存由原有的物理内存空间决定，所以没有进行测试。

　　2.7.Boot Memory

　　如果要分配大量的连续物理内存，上述的分配函数都不能满足，就只能用比较特殊的方式，在Linux内 核引导阶段来预留部分内存。

　　2.7.1.在内核引导时分配内存

　　void* alloc_bootmem(unsigned long size)

　　可以在Linux内核引导过程中绕过伙伴系统来分配大块内存。使用方法是在Linux内核引导时，调用mem_init函数之前 用alloc_bootmem函数申请指定大小的内存。如果需要在其他地方调用这块内存，可以将alloc_bootmem返回的内存首地址通过EXPORT_SYMBOL导 出，然后就可以使用这块内存了。这种内存分配方式的缺点是，申请内存的代码必须在链接到内核中的代码里才能使用，因此必须重新编译内核，而且内存管理系统 看不到这部分内存，需要用户自行管理。测试结果表明，重新编译内核后重启，能够访问引导时分配的内存块。

　　2.7.2.通过内核引导参数预留顶部内存

　　在Linux内核引导时，传入参数“mem＝size”保留顶部的内存区间。比如系统有256MB内 存，参数“mem＝248M”会预留顶部的8MB内存，进入系统后可以调用ioremap(0xF800000，0x800000)来申请这段内存。

　　3.几种分配函数的比较

	分配原理	最大内存	其他
__get_free_pages	直接对页框进行操作	4MB	适用于分配较大量的连续物理内存
kmem_cache_alloc	基于slab机制实现	128KB	适合需要频繁申请释放相同大小内存块时使用
kmalloc	基于kmem_cache_alloc实现	128KB	最常见的分配方式，需要小于页框大小的内存时可以使用
vmalloc	建立非连续物理内存到虚拟地址的映射		物理不连续，适合需要大内存，但是对地址连续性没有要求的场合
dma_alloc_coherent	基于__alloc_pages实现	4MB	适用于DMA操 作
ioremap	实现已知物理地址到虚拟地址的映射		适用于物理地址已知的场合，如设备驱动
alloc_bootmem	在启动kernel时，预留一段内存，内核看不见		小于物理内存大小，内存管理要求较高

值得强调的是 kmalloc 和 _get_free_pages 返回的内存地址也是虚拟地址. 它们的实际值在它用在寻址物理地址前仍然由 MMU (内存管理单元, 常常是 CPU 的一部分)管理.^[] vmalloc 在它如何使用硬件上没有不同, 不同是在内核如何进行分配任务上.

kmalloc 和 __get_free_pages 使用的(虚拟)地址范围特有一个一对一映射到物理内存, 可能移位一个常量 PAGE_OFFSET 值; 这些函数不需要给这个地址范围修改页表. vmalloc 和 ioremap 使用的地址范围, 另一方面, 是完全地合成的, 并且每个分配建立(虚拟)内存区域, 通过适当地设置页表.

unsigned long __get_free_pages(gfp_t gfp_mask, unsigned int order)
{
    struct page * page;
    page = alloc_pages(gfp_mask, order);
    if (!page)
        return 0;
    return (unsigned long) page_address(page);
}