Разработка ядра Linux

kmem_cache_free(task_struct_cachep, tsk);

Так как дескрипторы процессов принадлежат к основным компонентам ядра и всегда необходимы, то кэш task_struct_cachep никогда не ликвидируется. Если бы он ликвидировался, то делать это необходимо было бы следующим образом.

int err;

err = kmem_cache_destroy(task_struct_cachep);
if (err)
 /* ошибка ликвидации кэша */

Достаточно просто, не так ли? Уровень слябового распределения памяти скрывает все низкоуровневые операции, связанные с выравниванием, "раскрашиванием", выделением и освобождением памяти, "сборкой мусора" в случае нехватки памяти. Коли часто необходимо создавать много объектов одного типа, то следует подумать об использовании слябового кэша. И уж точно не нужно писать свою реализацию списка свободных ресурсов!

Статическое выделение памяти в стеке

В пространстве пользователя многие операции выделения памяти, в частности некоторые рассмотренные ранее примеры, могут быть выполнены с использованием стека, потому что априори известен размер выделяемой области памяти. В пространстве пользователя доступна такая роскошь, как очень большой и динамически увеличивающийся стек задачи, однако в режиме ядра такой роскоши нет — стек ядра маленький и фиксирован по размеру. Когда процессу выделяется небольшой и фиксированный по размеру стек, то затраты памяти уменьшаются и ядру нет необходимости выполнять дополнительные функции по управлению памятью.

Размер стека зависит как от аппаратной платформы, так и от конфигурационных параметров, которые были указаны на этапе компиляции. Исторически размер стека ядра был равен двум страницам памяти для каждого процесса. Это соответствует 8 Кбайт для 32-разрядных аппаратных платформ и 16 Кбайт для 64-разрядных аппаратных платформ.

В первых версиях ядер серии 2.6 была введена возможность конфигурации, для которой размер стека ядра равен одной странице памяти. Когда устанавливается такая конфигурация, то процесс получает стек, по размеру равный всего одной странице памяти: 4 Кбайт на 32-разрядных аппаратных платформах и 8 Кбайт — на 64-разрядных. Это сделано по двум причинам. Во-первых это уменьшает затраты памяти на одну страницу для каждого процесса. Во-вторых, что наиболее важно, при увеличении времени работы системы (uptime) становится все тяжелее искать две физически смежные страницы памяти. Физическая память становится все более фрагментированной, и нагрузка на систему управления виртуальной памятью при создании новых процессов становится все более существенной.

Существует еще одна сложность (оставайтесь с нами, и Вы узнаете все о стеках ядра). Вся последовательность вложенных вызовов функций в режиме ядра должна поместиться в стеке. Исторически обработчики прерываний используют стек того процесса, выполнение которого они прервали. Это означает, что в худшем случае 8 Кбайт стека должно использоваться совместно всеми вложенными вызовами функций и еще парой обработчиков прерываний. Все это эффективно и просто, но это накладывает еще больше ограничений на использование стека ядра. Когда размер стека сократился до одной страницы памяти, обработчики прерываний туда перестали помещаться.

Для решения указанной проблемы была реализована еще одна возможность — стеки обработчиков прерываний. Стеки прерываний представляют собой один стек на каждый процессор, которые используются для обработки прерываний. При такой конфигурации обработчики прерываний больше не используют стеки ядра тех процессов, которые этими обработчиками прерываются. Вместо этого они используют свои собственные стеки. Это требует только одну страницу памяти на процессор.

Подведем итоги. Стек ядра занимает одну или две страницы памяти, в зависимости от конфигурации, которая выполняется перед компиляцией ядра. Следовательно, размер стека ядра может иметь диапазон от 4 до 16 Кбайт. Исторически обработчики прерываний совместно использовали стек прерванного ими процесса. При появлении стеков ядра размером в одну страницу памяти обработчикам прерываний были назначены свои стеки. В любом случае неограниченная рекурсия и использование функций вроде alloca явно не допустимы.

Честная игра со стеком

В любой функции необходимо сокращать использование стека до минимума. Хотя не существует твердых правил, тем не менее следует поддерживать максимальный суммарный объем всех локальных переменных (также известных как автоматические переменные или переменные, выделенные в стеке) не больше нескольких сотен байтов. Опасно статически выделять большие объекты в стеке, такие как большие массивы структур. В противном случае выделение памяти в стеке будет выполняться так же, как и в пространстве пользователя. Переполнение стека происходит незаметно и обычно приводит к проблемам. Так как ядро не выполняет никакого управления стеком, то данные стека просто перепишут все, что находится за стеком. В первую очередь пострадает структура thread_info, которая расположена в самом конце стека процесса (вспомните главу 3). За пределами стека все данные ядра могут пропасть. В лучшем случае при переполнении стека произойдет сбой в работе машины. В худших случаях может произойти повреждение данных.

В связи с этим, для выделения больших объемов памяти необходимо использовать одну из динамических схем выделения памяти, которые были рассмотрены раньше в этой главе.

Отображение верхней памяти

По определению, страницы верхней памяти не могут постоянно отображаться в адресное пространство ядра. Поэтому страницы памяти, которые были выделены с помощью функции alloc_pages, при использовании флага __GFP__HIGHMEM могут не иметь логического адреса.

Для аппаратной платформы x86 вся физическая память свыше 896 Мбайт помечается как верхняя память, и она не может автоматически или постоянно отображаться в адресное пространство ядра, несмотря на то что процессоры платформы x86 могут адресовать до 4 Гбайт физической памяти (до 64 Гбайт при наличии расширения РАЕ [66] ). После выделения эти страницы должны быть отображены в логическое адресное пространство ядра. Для платформы x86 страницы верхней памяти отображаются где-то между отметками 3 и 4 Гбайт.

66

РАЕ — Physical Address Extension (расширение физической адресации). Эта функция процессоров x86 позволяет физически адресовать до 36 разрядов (64 Гбайт) памяти, несмотря на то что размер виртуального адресного пространства соответствует только 32 бит.

Постоянное отображение

Для того чтобы отобразить заданную структуру page в адресное пространство ядра, необходимо использовать следующую функцию.

void *kmap(struct page *page);

Эта функция работает как со страницами нижней, так и верхней памяти. Если структура page соответствует странице нижней памяти, то просто возвращается виртуальный адрес. Если страница расположена в верхней памяти, то создается постоянное отображение этой страницы памяти и возвращается полученный логический адрес. Функция kmap может переводить процесс в состояние ожидания, поэтому ее можно вызывать только в контексте процесса.

Поскольку количество постоянных отображений ограничено (если бы это было не так, то мы бы не мучились, а просто отобразили всю необходимую память), то отображение страниц верхней памяти должно быть отменено, если оно больше не нужно. Это можно сделать с помощью вызова следующей функции.

void kunmap(struct page *page);

Данная функция отменяет отображение страницы памяти, связанной с параметром page.

Временное отображение

В случаях, когда необходимо создать отображение страниц памяти в адресное пространство, а текущий контекст не может переходить в состояние ожидания, ядро предоставляет функцию временного отображении (которое также называется атомарным отображением). Существует некоторое количество зарезервированных постоянных отображений, которые могут временно выполнять отображение "на лету". Ядро может автоматически отображать страницу верхней памяти в одно из зарезервированных отображений. Временное отображение может использоваться в коде, который не может переходить в состояние ожидания, как, например, контекст прерывания, потому что полученное отображение никогда не блокируется.