Разработка ядра Linux

Системный вызов munmap

Системный вызов munmap экспортируется в адресное пространство пользователя, чтобы иметь возможность удалять интервалы адресов из адресного пространства. Эта функция является комплиментарной к системному вызову mmap и имеет следующий прототип.

int munmap(void*start, size_t length);

Данный системный вызов реализован в виде очень простой интерфейсной оболочки (wrapper) функции do_munmap.

asmlinkage long sys_munmap(unsigned long addr, size_t len) {
 int ret;
 struct mm_struct *mm; mm = current->mm;
 down_write(&mm->mmap_sem);
 ret = do_munmap(mm, addr, len);
 p_write(&mm->mmap_sem);
 return ret;
}

Таблицы страниц

Хотя пользовательские программы и работают с виртуальной памятью, которая отображается на физические адреса, процессоры работают непосредственно с этими физическими адресами. Следовательно, когда приложение обращается к адресу виртуальной памяти, этот адрес должен быть конвертирован в физический адрес, чтобы процессор смог выполнить запрос. Соответствующий поиск выполняется с помощью таблиц страниц. Таблицы страниц работают путем разбиения виртуального адреса на части. Каждая часть используется в качестве индекса (номера) записи в таблице. Таблица содержит или указатель на другую таблицу, или указатель на соответствующую страницу физической памяти.

В операционной системе Linux таблицы страниц состоят из трех уровней [83] . Несколько уровней позволяют эффективно поддерживать неравномерно заполненные адресные пространства даже для 64-разрядных машин. Если бы таблицы страниц были выполнены в виде одного статического массива, то их размер, даже для 32-разрядных аппаратных платформ, был бы чрезвычайно большим. В операционной системе Linux трехуровневые таблицы страниц используются даже для тех аппаратных платформ, которые аппаратно не поддерживают трехуровневых таблиц (например, для некоторых аппаратных платформ поддерживается только два уровня или аппаратно реализовано хеширование). Три уровня соответствуют своего рода "наибольшему общему знаменателю". Для аппаратных платформ с менее сложной реализацией работа с таблицами страниц в ядре при необходимости может быть упрощена с помощью оптимизаций компилятора.

83

Начиная с ядра версии 2.6.11 таблицы страниц в ОС Linux для 64-разрядных аппаратных платформ стали 4-уровневыми, что позволяет в полном объеме использовать все виртуальное адресное пространство. Для 32-разрядных аппаратных платформ осталось 3 уровня, как и раньше. — Примеч. ред.

Таблица страниц самого верхнего уровня называется глобальным каталогом страниц (page global directory, PGD). Таблица PGD представляет собой массив элементов типа pgd_t. Для большинства аппаратных платформ тип pgd_t соответствует типу unsigned long. Записи в таблице PGD содержат указатели на каталоги страниц более низкого уровня, PMD.

Каталоги страниц второго уровня еще называются каталогами страниц; среднего уровня (page middle directory, PMD). Каждый каталог PMD — это массив элементов типа pmd_t. Записи таблиц PMD укалывают на таблицы РТЕ (page table entry, запись таблицы страниц).

Таблицы страниц последнего уровня называются просто таблицами страниц и содержат элементы типа pte_t. Записи таблиц страниц указывают на страницы памяти.

Для большинства аппаратных платформ поиск в таблицах страниц выполняется аппаратным обеспечением (по крайней мере частично). При нормальной работе аппаратное обеспечение берет на себя большую часть ответственности по использованию таблиц страниц. Однако для этого ядро должно все настроить так, чтобы аппаратное обеспечение могло нормально работать. На рис. 14.1 показана диаграмма того, как происходит перевод виртуального адреса в физический с помощью таблицы страниц.

Рис. 14.1. Таблицы страниц

Каждый процесс имеет свои таблицы страниц (разумеется, потоки эти таблицы используют совместно). Поле pgd дескриптора памяти указывает на глобальный каталог страниц. Манипуляции с таблицами и прохождение по ним требуют захвата блокировки page_table_lock, которая также находится в соответствующем дескрипторе памяти.

Структуры данных, связанные с таблицами страниц, сильно зависят от аппаратной платформы и определены в файле <asm/page.h>.

Поскольку практически каждое обращение к страницам виртуальной памяти требует определения соответствующего адреса физической памяти, производительность операций с таблицами страниц является очень критичной. Поиск всех этих адресов в памяти должен всегда выполняться очень быстро. Чтобы посодействовать этому, большинство процессоров имеют буфер быстрого преобразования адреса (translation lookaside buffer, или TLB), который работает, как аппаратный кэш отображения виртуальных адресов на физические. При обращении к виртуальному адресу процессор вначале проверяет, не кэшировано ли это отображение в TLB. Если обращение в кэш было удачным, то сразу же возвращается физический адрес. В противном случае поиск физического адреса выполняется с помощью таблиц страниц.

Несмотря на это, управление таблицами страниц все же остается критичной и развивающейся частью ядра. Изменения в ядре 2.6 включают выделение частей таблиц страниц не в области верхней памяти. В будущем, вероятно, появится возможность совместного использования таблиц страниц с копированием при записи. В такой схеме таблицы страниц будут совместно использоваться родительским и порожденным процессами даже после выполнения вызова fork. Если же родительский или порожденный процесс изменит некоторую запись таблицы страниц, то будет создана копия этой записи, и эти процессы больше не будут совместно использовать данную запись. Совместное использование таблиц страниц позволит устранить затраты, связанные с копированием таблиц страниц при вызове fork.

Заключение

В этой главе была рассмотрена абстракция виртуальной памяти, которая предоставляется каждому процессу. Было рассказано, как ядро представляет адресное пространство процесса (с помощью структуры struct mm_struct) и каким образом ядро представляет области памяти внутри этого адресного пространства (struct vm_area_struct). Также рассказывалось о том, как ядро создает (с помощью функции mmap) и удаляет (с помощью функции munmap) области памяти. Б конце были рассмотрены таблицы страниц. Так как операционная система Linux — это система с виртуальной памятью, то все эти понятия очень важны для понимания работы системы и используемой модели процессов.

В следующей главе рассматривается страничный кэш - общий кэш данных, который используется для выполнения страничных операций ввода-вывода и обратной записи страниц. Оставайтесь с нами!

Глава 15 Страничный кэш и обратная запись страниц

В ядре операционной системы Linux реализован один главный дисковый кэш, который называется страничным (page cache). Назначение этого кэша — минимизировать количество дисковых операций ввода-вывода путем хранения в памяти тех данных, для обращения к которым необходимо выполнять дисковые операции, Эта глава посвящена рассмотрению страничного кэша.

Кэширование дисковых данных важно по двум причинам. Во-первых, доступ к диску выполняется значительно медленнее, чем доступ к памяти. Доступ к данным в памяти выполняется значительно быстрее, чем к данным на диске. Во-вторых, если к некоторым данным осуществлялся доступ, то с достаточно большой вероятностью к этим же данным в ближайшем будущем потребуется обратиться снова. Принцип, согласно которому операции обращения к некоторым данным имеют тенденцию группироваться друг с другом во времени, называется сосредоточенностью во времени (temporal locality). Сосредоточенность во времени гарантирует, что если данные кэшируются при первом доступе к ним, то существует большая вероятность удачного обращения в кэш к этим данным в ближайшем будущем.