Linux内核源码分析--内存管理（二、函数实现技巧）

        仔细的分析了一下各个内存管理函数的实现，发现里面涉及到了几个技巧，如果知道了这几个技巧，那么阅读内存管理源码将会事半功倍（主要是这几个技巧在几个函数中都出现过），当然也会选择性的分析几个比较重要的函数实现；

函数实现技巧

        1、向上取整：以一个页面为了例，如果地址是1，那么向上取整就是4096；如果地址是 4095，向上取整就是4096；如果地址是4098，向上取整就是4096 x  2.......

#define CODE_SPACE(addr) ((((addr)+4095)&~4095) < \
current->start_code + current->end_code)

        这个是比较addr地址是否在进程的代码段内，至于为什么要这样实现，到现在我还没弄清楚（等看完进程调度那块再到回来看看）；这里用到一个技巧就是向上取整，addr是一个随机地址，要找出该地址的下一个页面的物理起始地址，那么就要向上取整了。(addr + 4095) & (~4095) ：addr如果是4096的倍数，那么(addr+4095) & (~4095)结果就是addr；如果addr不是4096的倍数，那么addr以4096取余后得到的值范围为：1～4095，再加上4095得到范围：4096～4096+4094；然后&（～4095）就可以得到一个完整的4096了；其实上面的 &（～4095）就是相当于整除4096：/4096；可以使用（x + 9）/ 10，（其中x为任意数）来验证下；

        在free_page_tables()函数中：size = (size + 0x3fffff) >> 22;也是向上取整的实例；

        2、获取目录项/表项的物理起始地址：一般是从线性地址中获取到目录项/表项号，然后右移2个字节（因为一个项占用4个字节）就可以得到物理起始地址，也称目录项指针；

dir = (unsigned long *) ((from>>20) & 0xffc);

        上面函数在free_page_tables()中（其他函数中有），from是线性地址，要得到目录项号，则：from = from >> 22(线性地址中和目录项有关的只有高10，这里就是获取到高10位的地址)；注意这里获取到的仅仅只是目录项的号，而不是目录项的物理地址。

        又根据一个目录项占用4个字节，那么from = from << 2（左移2位表示 乘以 2^2）；所以两个合起来就干脆只右移20位得了，那么就有上面的 from >> 20了。但是这样有个问题：开始数据为1111，右移2位结果：1111 >> 2  为  0011；接着左移回2位结果：0011 << 2  为 1100，而开始的结果为1111，所以若按照这个来移动的话就会出错的。但是如果后面两位为0，则结果是正确的，相当于少移的2位是空的。

        为了解决上面的问题，干脆把低2位和谐掉，因为如果11，12位是0，那倒无所谓；但如果不是0，那么结果就出错了。0xffc == 1111 1111 1100 ，或上它就是把低2位干掉（用这种方法可以验证下 1111 移动问题）。其实本来低2位就是要舍弃的，因为目录项是4字节对齐的；

        同理，在其他函数中要获取页表项的物理地址方法类似：((address>>10) & 0xffc) 在write_verify()函数中有实现；

        

        3、修改数组映射值：这个应该不是函数设计技巧，但在内存管理中却频繁出现，而且很重要。

this_page -= LOW_MEM; // 地址减去1MB表示主内存中的相对地址
this_page >>= 12; // 右移12位表示以页为单位的物理起始页
mem_map[this_page]++;// 对相应的物理页修改映射值

        其是上面的方法在最开始的地方用宏也实现过：#define MAP_NR(addr) (((addr)-LOW_MEM)>>12)//指定内存地址映射为页号；

函数列表简介

        1、 static inline volatile void oom(void);内敛函数，显示内存已经用完，返回码11（资源不可用）；

        2、#define invalidate()  __asm__("movl %%eax,%%cr3"::"a" (0))  刷新页高速缓存区，其实就是重新加载下页目录起始地址，0 --->> CR3；

        3、#define copy_page(from,to)  __asm__("cld ; rep ; movsl"::"S" (from),"D" (to),"c" (1024):"cx","di","si")   从from拷贝一页的内容到to，其中我发现一个问题：为什么在内核的嵌入汇编中都不指定段描述符？向这里的拷贝页面内容，一样本来是从 ds:si 到 es:di的，为什么不指定ds和es段寄存器呢？其实是因为Linux系统设置的是平坦内存模式，也就是说ds和es等寄存器都为0（我是这么理解的，如果有错误，希望大家指正），32位地址，通用寄存器也是32位的，所以用通用寄存器足够表示任何一个地址了。好像在内嵌汇编中是不可以修改段寄存器的（也修改不了）；

        4、unsigned long get_free_page(void)：得到一页空闲的物理页，因为要扫描所有的物理页，所以用内嵌汇编可以提高效率。实现函数如下：

unsigned long get_free_page(void)
{
//__res是寄存器级变量，值保存在ax寄存器中,就是说对__res的操作等于ax寄存器的操作，为效率考虑
register unsigned long __res asm("ax");

__asm__("std ; repne ; scasb\n\t"//设置方向，从字符串尾部开始比较，al和di比较
	"jne 1f\n\t"
	"movb $1,1(%%edi)\n\t"//查找到最后一个空闲页面，置1表示要被引用
	"sall $12,%%ecx\n\t" // 页面数算数左移12位，表示页面的基地址(主内存中)
	"addl %2,%%ecx\n\t"// 在上面的基础上加上最小内存1MB，则表示实际物理内存页基地址
	"movl %%ecx,%%edx\n\t"
	"movl $1024,%%ecx\n\t"//下面清零循环次数
	"leal 4092(%%edx),%%edi\n\t"// 把空闲页面的最后第四个字节起始地址赋值给edi，也即是最后一页开始地址
	"rep ; stosl\n\t"// 因为eax=0，所以这是从4092地址开始，反向清零
	"movl %%edx,%%eax\n"
	"1:"
	:"=a" (__res)
	:"0" (0),"i" (LOW_MEM),"c" (PAGING_PAGES),
	"D" (mem_map+PAGING_PAGES-1) //表示最后一个页面的地址
	:"di","cx","dx");
return __res;
}

        5、功能：释放一个addr物理地址所在的物理页面；参数：addr，表示要所在物理页面将要被释放（确切的说是解引用），注意addr表示的是物理地址

        函数原型：void free_page(unsigned long addr)；

        简介：释放以addr所在的一页主内存，所谓释放就是找到addr地址所在的页面号，然后对应的映射函数值减1.（因为如果是共享页面，那么映射值就是大于1的，这个函数就是仅仅解除某个进程对该页面的引用。如果映射值为1，表示只有一个进程引用，那这个就是真正彻底的释放掉这一页内存了）；

        6、  功能：从线性地址from所在的页目录项开始顺序释放size个连续页表及所指向的物理内存（其实就是释放size×4MB内存大小）；  参数：from，线性地址；size，释放内存大小；返回：成功 0 ；出错  死机

         函数原型：int free_page_tables(unsigned long from,unsigned long size)；

         简介：通过from线性地址获取到页目录项号----》获取到页目录项的起始地址----》根据size向上取整后右移22位得到页表个数（多少个4MB）----》根据size的个数循环遍历每个页表项---》根据每个页表项提供的内容得到页表物理地址----》用from的线性地址和页表物理地址确定一个物理页面----》调用上面的函数释放掉这个物理页面；（如果能很熟悉线性地址转换物理地址方法（如果不理解可以先看下http://blog.csdn.net/yuzhihui_no1/article/details/43021405），看这个函数就非常容易）

        7、功能：根据from线性地址查找到映射的物理地址，然后把to的线性地址也映射到该物理地址页上，共享的大小为size个页表（size×4MB）。一般用于fork()创建进程使用；参数：from，源线性地址；to，目的线性地址；size，共享页面大小；返回：成功  0；出错   -1（或死机）

        函数原型：int copy_page_tables(unsigned long from,unsigned long to,long size)；
        简介：根据from和to这两个线性地址分别得到页目录项from_dir和to_dir-----》接着根据size向上取整后右移22位得到页表个数（也即是多少个4MB）----》根据页目录项内容判断：如果目的页表存在，则死机（因为不能更改已存在的页表）；如果源页表无效，则让from_dir和to_dir分别指向下一个页目录项 ----》根据页目录项内容得到页表物理地址：from_page_table，以及目的页表申请得到的页物理地址：to_page_table -----》根据申请到的页表地址和页面属性，设置页目录项内容（页目录项内容开始一定为空的，要不在第三步已经死机了） ----》 根据页面项内容开始共享页面，全部共享页面都设置为只读，并且设置映射函数mem_map[] ----》刷新页变高速缓存

        8、功能：把page物理内存映射到address线性地址处；参数：page，物理页地址；address，线性地址；返回：成功  返回页物理地址，出错 0

        函数原型：unsigned long put_page(unsigned long page,unsigned long address)；

        简介：先判断指定的物理页是否在主内存区 ----》 判断是否是共享页面（映射值为1）----》根据线性地址获取到页目录项 ----》根据页目录项内容，判断页表是否存在；存在就 获取到页表物理地址，不存在就申请一个空闲页（当然还需要根据申请到的页的物理地址和页属性设置页目录项内容） ----》根据线性地址中间页表相关10位数，定位到页表项，然后把页表项中内容设置为参数物理页地址page以及该页的属性；

        9、功能：对table_entry页表项指向的物理页面取消写保护；参数：table_entry 页表项

        函数原型：void un_wp_page(unsigned long * table_entry)；

        简介：根据参数table_entry获取到前20位页框地址（其实也就是物理页地址）----》如果该物理页在主内存中并且只被引用一次，那么直接可以把只读变成可读可写，退出 -----》根据上一步可以知道，该物理页可能在内核空间或者被多次引用，那么就在主内存中申请一个空闲页 ----》如果物理页是在主内存中，那么让映射值减去1 ----》并且把申请到页地址和页属性添加到参数table_entry中 ----》最后把旧的页面上数据拷贝到新页面上；

        其实这就是写时复制的本质（当然，do_wp_page()函数才是被中断调用的写实复制处理函数），因为用fork()创建子进程时，会先调用上面copy_page_tables（）函数对父进程的内存共享给子进程，同时设置内存页面为只读的。当一个进程准备往页面上写入数据时，因为写入的是只读页面，所以会产生中断，就会调用这个函数，为想写入数据的进程复制得到另外一个内存空间，并且新内存空间被设置为可写的（开始共享的页面，现在还是只读的。当下次向该页面写入数据时，发生中断再调用这个do_wp_page()函数给该页面取消写保护，而该函数其本质就是提前线性地址所在的页表项传递给un_wp_page()函数执行；

        10、写页面验证，验证address线性地址所映射到的物理地址页是否可写。不可写则调用上一个函数up_wp_page()来创建新页面；参数：address验证的页面线性地址；

        函数原型：void write_verify(unsigned long address)；

        简介：首先根据address线性地址获取到页目录项，然后依次获取到页表项，判断页表项中后面几位属性字段(倒数第一位为p位，表示是否存在内存中；倒数第二位为可写位，表示页面是否可写；如果可写什么也不做，返回；如果不可写则调用un_wp_page函数去处理)；

        11、功能：取一块空闲页，映射到address线性地址上；参数：address，要映射到的指定线性地址
        函数原型：void get_empty_page(unsigned long address)；

        简介：用get_free_page()函数获取一页空闲内存，然后用put_page(tmp,address)函数把获取到的物理内存和参数address进行映射；

        12、功能：把当前进程中的地址address和指定进程p中的地址address进行共享；参数：address，进程中的的地址；p，进程（也就是任务）

        函数原型：static int try_to_share(unsigned long address, struct task_struct * p)；

        简介：这个函数有点难理解，如果你不懂进程的话，建议可以跳开，稍微浏览下进程相关概念，再到回来看会相对好理解些；首先说明下address不是线性地址，所谓线性地址就是在2^32范围内的那个地址；而这里的address是进程中的地址，每个进程都有64MB大小地址（进程中的地址都是从0到64MB的），而每个进程中的起始线性地址为：nr×64MB（其中nr是表示该进程是第几号进程），所以进程中的地址要转换成线性地址，就必须要把进程的起始地址：nr×64MB 加上；nr*64MB + address  才是我们熟悉的线性地址；

        首先根据进程内地址address，获取到对应的页目录项指针 ====》  然后根据两进程（current和p）的起始地址获取到相应的页目录项指针  ====》  接着获取到两进程内地址address变换成线性地址后应该得到页目录项指针（通过前面两个页目录项指针相加） ====》 按照老规矩依次获取到p进程中address对应的页表项，并做一些必要检查（是否存在，是否干净）====》 同样的方法获取到当前进程中address对应的页表项  ====》 把p中得到的页表项设置为只读，并且把该页表项复制给当前进程的address对应的页表项；====》 最后对他们共享的页表项对应的物理页表映射值进行加1，表示又有一个进程引用了该页面（其实就是当前进程引用了）。

        13、功能：这个函数是查找进程组中是否有可以共享页面的进程；参数：address，进程中的地址，用来给try_to_share()函数做参数

        函数原型：static int share_page(unsigned long address)；

        简介：判断当前进程是否有执行的文件，如果没有，或者执行文件只有一个进程在引用（即是当前进程自己在用），那就别折腾，自己退出；====》 扫描进程组，查找引用了和当前进程一样的执行文件，那么调用上面的函数  try_to_share()进行去共享页面；

        14、处理缺页中断函数；参数：error_code，出错类型；address，产生异常的页面线性地址；

        函数原型：void do_no_page(unsigned long error_code,unsigned long address)；

        简介：说实话这个函数很难，因为涉及到进程、块设备、文件系统，所以等我看完文件系统和块设备后，要回来修改下；  首先还是老规矩获取到address的页面地址，根据当前进程的起始地址，再得到addrss在进程中对应的逻辑地址；====》 如果当前进程没有引用执行文件，或者逻辑地址超出范围，则申请一个新的物理地址，并且把address映射上去； =====》 尝试给当前进程找一个共享页面 ====》如果没成功，则申请一个物理页，从address对应的数据块号（逻辑块  在0.11中他们是一一对应的）中把数据读取到内存中；====》对超出执行文件的内容进行处理，就是全部置0；====》最后把产生缺页中的页面线性地址映射到前面获取到数据的内存处；

        15、对内存初始化；参数：start_men，主内存开始的地址；end_men，内存结束位置；

        函数原型：void mem_init(long start_mem, long end_mem)；

        简介：其实很简单，就是对1MB～16MB物理页面设置占用标记，然后对主内存中的映射值设置为0；

        16、计算内存空闲页面并且显示；

        函数原型：void calc_mem(void)；

        简介：循环统计物理内存空闲页，并打印出空闲页和总页数；====》循环统计每个页表中有多少个有效物理页；

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