Linux Malloc分析-从用户空间到内核空间

本文介绍malloc的实现及其malloc在进行堆扩展操作，并分析了虚拟地址到物理地址是如何实现映射关系。

ordeder原创，原文链接： http://blog.csdn.net/ordeder/article/details/41654509

1背景知识

1.1 进程的用户空间

图1：来源 http://www.open-open.com/lib/view/open1409716051963.html

该结构是由进程task_struct.mm_struct进行管理的mm_struct的定义如下：

[cpp]  view plain  copy

1. struct mm_struct {  
2.     struct vm_area_struct * mmap;   /* list of VMAs */  
3.     ...  
4.     pgd_t * pgd;                //用于地址映射  
5.     atomic_t mm_users;          /* How many users with user space? */  
6.     atomic_t mm_count;          /* How many references to "struct mm_struct" (users count as 1) */  
7.     int map_count;              /* number of VMAs */  
8.     ...  
9.     //描述用户空间的段分布：数据段，代码段，堆栈段  
10.     unsigned long start_code, end_code, start_data, end_data;  
11.     unsigned long start_brk, brk, start_stack;  
12.     unsigned long arg_start, arg_end, env_start, env_end;  
13.     unsigned long rss, total_vm, locked_vm;  
14.     ...  
15. };  

结构中的startxxx与endxxx描述了进程用户空间数据段的所在地址。对于堆空间而言，start_brk是堆空间的起始地址，堆是向上扩展的。对于进程堆空间的扩展，brk来记录堆的顶部位置。而进程动态申请的空间的已经使用到的地址空间（正在使用的变量）是被映射的，这些地址空间记录于链表struct vm_area_struct * mmap中。

 1.2 地址映射

虚拟地址和物理地址的映射 ： http://blog.csdn.net/ordeder/article/details/41630945

2 malloc 和free

malloc用于用户空间堆扩展的函数接口。该函数是C库，属于封装了相关系统调用（brk()）的glibc库函数。而不是系统调用（系统可没有sys_malloc()。如果谈及malloc函数涉及的系统内核的那些操作，那么总体可以分为用户空间层面和内核空间层面来讨论。

2.1 用户层

malloc 的源码可见 http://repo.or.cz/w/glibc.git/blob/HEAD:/malloc/malloc.c

Malloc和free是在用户层工作的，该接口为用户提供一个比较方便管理堆的接口。它的主要工作是维护一个空闲的堆空间缓冲区链表。该缓冲区可以用如下数据结构表述：

[cpp]  view plain  copy

1. struct malloc_chunk {  
2.     INTERNAL_SIZE_T prev_size; /* Size of previous chunk (if free). */  
3.     INTERNAL_SIZE_T size; /* Size in bytes, including overhead. */  
4.     struct malloc_chunk* fd; /* double links -- used only if free. */  
5.     struct malloc_chunk* bk;  
6.     /* Only used for large blocks: pointer to next larger size. */  
7.     struct malloc_chunk* fd_nextsize; /* double links -- used only if free. */  
8.     struct malloc_chunk* bk_nextsize;  
9. };  

简化版的空闲缓冲区链表如下所示，图中head即为上述的malloc_chunk结构。而紧接着的size大小的内存区间是该chunk对应的数据区。

【malloc】

        每当进程调用malloc，首先会在该堆缓冲区寻找足够大小的内存块分配给进程（选择缓冲区中的那个块就有首次命中和最佳命中两种算法）。如果freechunklist已无法满足需求的chunk时，那么malloc会通过调用系统调用brk()将进程空间的堆进行扩展，在新扩展的堆空间上建立一个新的chunk并加入到freelist中，这个过程相当于进程批量想系统申请一块内存（大小可能比实际需求大得多）。

       malloc返回的地址是chunk的中用于存储数据的首地址，即： chunk + sizeof（chunk）

一个简单的首次命中malloc的伪代码：

[cpp]  view plain  copy

1. chunk free_list  
2. malloc(size)  
3.   foreach(chuck in freelist)  
4.     if(chunk.size >size)  
5.       return chunk + sizeof(chunk)  
6.   //空闲缓冲区无法满足需求，那么像系统批发内存  
7.   add = sys_brk(brk+(size +sizeof(chunk)))  
8.   newchunk = (chunk)add;  
9.   newchunk.size = size;  
10.   ...  
11.   return newchunk + sizeof(newchunk)  

【free】

        free操作是对堆空间的回收，回收的区块并不是立即返还给内核。而是将区块对应的chunk“标记”为空闲，加入空闲队列中。当然，如果空闲队列中出现相邻地址的chunk，那么可以考虑合并，已解决内存的碎片化，一遍满足之后的大内存申请的需求。

一个简单的free伪代码：将释放的地址空间加入空闲链表中

[cpp]  view plain  copy

1. free(add)  
2.   pchunk = add - sizeof(chunk)  
3.   insert_to_freelist(pchunk)  

2.2 内核层

上文中，malloc的空闲chunk列表无法满足用户的需求，那么要通过sys_brk()进行堆的扩展，这时候才真正算得上进入内核空间。
sys_brk()涉及的主要操作有：
1. 在mm_struct中的堆上界brk延伸到newbrk：即申请一块vma，vma.start=brk vma.end=newbrk
2. 为该虚拟区间块进行物理内存的映射：从虚拟空间vma.start~vma.end中的每个内存页进行映射：

[cpp]  view plain  copy

1. addr = vma.start  
2. do{  
3.   handle_mm_fault(mm,vma,addr,...)  
4.   addr += PAGESIZE  
5. }while(addr< vma.end)  

函数handle_mm_fault为addr所在的内存页映射物理页面。实现虚拟空间到物理空间的换算和映射。

1.通过alloc_page申请一个物理页面；

2.换算addr在进程pdg映射中所在的pte地址；

3.将addr对应的pte设置为物理页面的首地址。

2.3 虚拟地址与物理地址

当进程读取堆空间的地址vaddr时，虚拟地址vaddr到物理页面的映射如下图所示。

1. 用户空间的虚拟地址vaddr通过MMU（pgd，pmd，pte）找到对应的页表项pte记录的物理地址paddr
2. 页表项paddr的高20位是物理页号：index = x >> PAGE_SHIFT，同理，index后面补上12个0就是物理页表的首地址。
3. 通过物理页号，我们可以再内核中找到该物理页的描述的指针mem_map[index]。Page结构可以参考http://blog.csdn.net/ordeder/article/details/41630945。

3 总结

1 Malloc 和 free 怎么看着就是个用户空间的内存池。特别free的实现。

2 堆的扩展依据brk的移动。Vm_area记录了虚拟空间中已使用的地址块。

3 每个进程的虚拟地址到物理地址的映射是有进程mm.pgd决定的，在该结构中记录了虚拟页号到物理页号的映射关系。

参考

内核源码情景分析

http://blog.csdn.net/kobbee9/article/details/7397010

http://www.open-open.com/lib/view/open1409716051963.html

附录

[cpp]  view plain  copy

1. #define pgd_offset(mm, address) ((mm)->pgd + pgd_index(address))  
2. int handle_mm_fault(struct mm_struct *mm, struct vm_area_struct * vma,  
3.     unsigned long address, int write_access)  
4. {  
5.     int ret = -1;  
6.     pgd_t *pgd;  
7.     pmd_t *pmd;  
8.   
9.     pgd = pgd_offset(mm, address);  
10.     pmd = pmd_alloc(pgd, address);  
11.   
12.     if (pmd) {  
13.         pte_t * pte = pte_alloc(pmd, address); //pmd是空的，所以返回的是pgd[address]的pte项目  
14.         if (pte)  
15.             ret = handle_pte_fault(mm, vma, address, write_access, pte);  
16.     }  
17.     return ret;  
18. }  
19.   
20. //32位地址，pmd没有意义  
21. extern inline pmd_t * pmd_alloc(pgd_t * pgd, unsigned long address)  
22. {  
23.     return (pmd_t *) pgd;  
24. }  
25.   
26. //为address地址所在的页构建pte索引项  
27. extern inline pte_t *pte_alloc(pmd_t *pmd, unsigned long address)  
28. {  
29.     address = (address >> PAGE_SHIFT) & (PTRS_PER_PTE - 1);  
30.     if (pmd_none(*pmd)) {  
31.         pte_t *page = get_pte_fast();  
32.   
33.         if (!page)  
34.             return get_pte_slow(pmd, address);  
35.         pmd_set(pmd,page);  
36.         return page + address;  
37.     }  
38.     if (pmd_bad(*pmd)) {  
39.         __bad_pte(pmd);  
40.         return NULL;  
41.     }  
42.     return (pte_t *)__pmd_page(*pmd) + address;  
43. }  
44.   
45. //为address对应的页面分配物理页面  
46. static inline int handle_pte_fault(struct mm_struct *mm,  
47.     struct vm_area_struct * vma, unsigned long address,  
48.     int write_access, pte_t * pte)  
49. {  
50.     pte_t entry;  
51.     entry = *pte;  
52.     if (!pte_present(entry)) {  
53.         ...  
54.         if (pte_none(entry))  
55.             return do_no_page(mm, vma, address, write_access, pte);//缺页，分配物理页  
56.         ...  
57.     }  
58.     ...  
59.     return 1;  
60. }  
61.   
62.   
63. static int do_no_page(struct mm_struct * mm, struct vm_area_struct * vma,  
64.     unsigned long address, int write_access, pte_t *page_table)  
65. {  
66.     struct page * new_page;  
67.     pte_t entry;  
68.     //匿名（对于虚拟存储空间而言）的物理映射  
69.     if (!vma->vm_ops || !vma->vm_ops->nopage)  
70.         return do_anonymous_page(mm, vma, page_table, write_access, address);  
71.   
72.   //一下是文件的缺页处理，在此不表  
73.     ...  
74. }  
75.   
76. //通过page指针，即可计算page的物理地址： 物理地址 = (page指针 - mem_map)* 页大小 + 物理内存起始地址  
77. /* 
78.  * 匿名映射，用于虚存到物理内存 
79.  */  
80. static int do_anonymous_page(struct mm_struct * mm, struct vm_area_struct * vma, pte_t *page_table, int write_access, unsigned long addr)  
81. {  
82.     struct page *page = NULL;  
83.     pte_t entry = pte_wrprotect(mk_pte(ZERO_PAGE(addr), vma->vm_page_prot));  
84.     if (write_access) {  
85.         page = alloc_page(GFP_HIGHUSER); //从高端内存中分配内存  
86.         if (!page)  
87.             return -1;  
88.         clear_user_highpage(page, addr);  
89.         entry = pte_mkwrite(pte_mkdirty(mk_pte(page, vma->vm_page_prot)));  
90.         mm->rss++;  
91.         flush_page_to_ram(page);  
92.     }  
93.     set_pte(page_table, entry); // *page_table = entry;  
94.     /* No need to invalidate - it was non-present before */  
95.     update_mmu_cache(vma, addr, entry);  
96.     return 1;   /* Minor fault */  
97. }  
98.   
99. #define __MEMORY_START      CONFIG_MEMORY_START //物理内存中用于动态分配使用的起始地址  
100. void flush_page_to_ram(struct page *pg)  
101. {  
102.     unsigned long phys;  
103.   
104.     /* Physical address of this page */  
105.     phys = (pg - mem_map)*PAGE_SIZE + __MEMORY_START;  
106.     __flush_page_to_ram(phys_to_virt(phys));  
107. }  
108.   
109. #define __virt_to_phys(vpage) ((vpage) - PAGE_OFFSET + PHYS_OFFSET)  
110. #define __phys_to_virt(ppage) ((ppage) + PAGE_OFFSET - PHYS_OFFSET)