深入解析Linux內(nèi)存管理

《深入解析Linux內(nèi)存管理》

季丹深入解析Linux內(nèi)存管理第1頁目錄預(yù)備知識頁表管理內(nèi)核頁表物理內(nèi)存高端內(nèi)存地址映射虛擬內(nèi)存地址空間高速緩存頁框回收交換機(jī)制缺頁異常共享內(nèi)存文件映射程序執(zhí)行深入解析Linux內(nèi)存管理第2頁預(yù)備知識微機(jī)原理內(nèi)存芯片AT&T匯編保護(hù)模式腳本鏈接內(nèi)核架構(gòu)深入解析Linux內(nèi)存管理第3頁頁表管理1.邏輯地址轉(zhuǎn)線性地址2.線性地址轉(zhuǎn)物理地址深入解析Linux內(nèi)存管理第4頁邏輯地址轉(zhuǎn)線性地址機(jī)器語言指令中出現(xiàn)內(nèi)存地址，都是邏輯地址，需要轉(zhuǎn)換成線性地址，再經(jīng)過MMU(CPU中內(nèi)存管理單元)轉(zhuǎn)換成物理地址才能夠被訪問到。我們寫個最簡單helloworld程序，用gccs編譯，再反編譯后會看到以下指令：mov

0x80495b0,%eax這里內(nèi)存地址0x80495b0就是一個邏輯地址，必須加上隱含DS數(shù)據(jù)段基地址，才能組成線性地址。也就是說0x80495b0是當(dāng)前任務(wù)DS數(shù)據(jù)段內(nèi)偏移。在x86保護(hù)模式下，段信息（段基線性地址、長度、權(quán)限等）即段描述符占8個字節(jié)，段信息無法直接存放在段存放器中（段存放器只有2字節(jié)）。Intel設(shè)計是段描述符集中存放在GDT或LDT中，而段存放器存放是段描述符在GDT或LDT內(nèi)索引值(index)。Linux中邏輯地址等于線性地址。為何這么說呢？因為Linux全部段（用戶代碼段、用戶數(shù)據(jù)段、內(nèi)核代碼段、內(nèi)核數(shù)據(jù)段）線性地址都是從0x00000000開始，長度4G，這么線性地址=邏輯地址+0x00000000，也就是說邏輯地址等于線性地址了。深入解析Linux內(nèi)存管理第5頁邏輯地址轉(zhuǎn)線性地址這么情況下Linux只用到了GDT，不論是用戶任務(wù)還是內(nèi)核任務(wù)，都沒有用到LDT。GDT第12和13項段描述符是__KERNEL_CS和__KERNEL_DS，第14和15項段描述符是__USER_CS和__USER_DS。內(nèi)核任務(wù)使用__KERNEL_CS和__KERNEL_DS，全部用戶任務(wù)共用__USER_CS和__USER_DS，也就是說不需要給每個任務(wù)再單獨分配段描述符。內(nèi)核段描述符和用戶段描述符即使起始線性地址和長度都一樣，但DPL(描述符特權(quán)級)是不一樣。__KERNEL_CS和__KERNEL_DSDPL值為0（最高特權(quán)），__USER_CS和__USER_DSDPL值為3。用gdb調(diào)試程序時候，用inforeg顯示當(dāng)前存放器值：cs

0x73

115ss

0x7b

123ds

0x7b

123es

0x7b

123能夠看到ds值為0x7b,轉(zhuǎn)換成二進(jìn)制為0000000001111011，TI字段值為0,表示使用GDT，GDT索引值為01111，即十進(jìn)制15，對應(yīng)就是GDT內(nèi)__USER_DATA用戶數(shù)據(jù)段描述符。從上面能夠看到，Linux在x86分段機(jī)制上運(yùn)行，卻經(jīng)過一個巧妙方式繞開了分段。Linux主要以分頁方式實現(xiàn)內(nèi)存管理。深入解析Linux內(nèi)存管理第6頁深入解析Linux內(nèi)存管理第7頁線性地址轉(zhuǎn)物理地址前面說了Linux中邏輯地址等于線性地址，那么線性地址怎么對應(yīng)到物理地址呢？這個大家都知道，那就是經(jīng)過分頁機(jī)制，詳細(xì)說，就是經(jīng)過頁表查找來對應(yīng)物理地址。準(zhǔn)確說分頁是CPU提供一個機(jī)制，Linux只是依據(jù)這種機(jī)制規(guī)則，利用它實現(xiàn)了內(nèi)存管理。在保護(hù)模式下，控制存放器CR0最高位PG位控制著分頁管理機(jī)制是否生效，假如PG=1，分頁機(jī)制生效，需經(jīng)過頁表查找才能把線性地址轉(zhuǎn)換物理地址。假如PG=0，則分頁機(jī)制無效，線性地址就直接做為物理地址。分頁基本原理是把內(nèi)存劃分成大小固定若干單元，每個單元稱為一頁（page），每頁包含4k字節(jié)地址空間（為簡化分析，我們不考慮擴(kuò)展分頁情況）。這么每一頁起始地址都是4k字節(jié)對齊。為了能轉(zhuǎn)換成物理地址，我們需要給CPU提供當(dāng)前任務(wù)線性地址轉(zhuǎn)物理地址查找表，即頁表(pagetable)。注意，為了實現(xiàn)每個任務(wù)平坦虛擬內(nèi)存，每個任務(wù)都有自己頁目錄表和頁表。為了節(jié)約頁表占用內(nèi)存空間，x86將線性地址經(jīng)過頁目錄表和頁表兩級查找轉(zhuǎn)換成物理地址。深入解析Linux內(nèi)存管理第8頁線性地址轉(zhuǎn)物理地址為了節(jié)約頁表占用內(nèi)存空間，x86將線性地址經(jīng)過頁目錄表和頁表兩級查找轉(zhuǎn)換成物理地址。32位線性地址被分成3個部分：最高10位Directory頁目錄表偏移量，中間10位Table是頁表偏移量，最低12位Offset是物理頁內(nèi)字節(jié)偏移量。頁目錄表大小為4k（剛好是一個頁大?。?，包含1024項，每個項4字節(jié)（32位），項目里存放內(nèi)容就是頁表物理地址。假如頁目錄表中頁表還未分配，則物理地址填0。頁表大小也是4k，一樣包含1024項，每個項4字節(jié)，內(nèi)容為最終物理頁物理內(nèi)存起始地址。每個活動任務(wù)，必須要先分配給它一個頁目錄表，并把頁目錄表物理地址存入cr3存放器。頁表能夠提前分配好，也能夠在用到時候再分配。還是以mov

0x80495b0,%eax中地址為例分析一下線性地址轉(zhuǎn)物理地址過程。前面說到Linux中邏輯地址等于線性地址，那么我們要轉(zhuǎn)換線性地址就是0x80495b0。轉(zhuǎn)換過程是由CPU自動完成，Linux所要做就是準(zhǔn)備好轉(zhuǎn)換所需頁目錄表和頁表（假設(shè)已經(jīng)準(zhǔn)備好，給頁目錄表和頁表分配物理內(nèi)存過程很復(fù)雜，后面再分析）。深入解析Linux內(nèi)存管理第9頁線性地址轉(zhuǎn)物理地址內(nèi)核先將當(dāng)前任務(wù)頁目錄表物理地址填入cr3存放器。線性地址0x80495b0轉(zhuǎn)換成二進(jìn)制后是00001000000001001001010110110000，最高10位0000100000十進(jìn)制是32，CPU查看頁目錄表第32項，里面存放是頁表物理地址。線性地址中間10位0001001001十進(jìn)制是73，頁表第73項存放是最終物理頁物理起始地址。物理頁基地址加上線性地址中最低12位偏移量，CPU就找到了線性地址最終對應(yīng)物理內(nèi)存單元。我們知道Linux中用戶進(jìn)程線性地址能尋址范圍是0－3G，那么是不是需要提前先把這3G虛擬內(nèi)存頁表都建立好呢？普通情況下，物理內(nèi)存是遠(yuǎn)遠(yuǎn)小于3G，加上同時有很多進(jìn)程都在運(yùn)行，根本無法給每個進(jìn)程提前建立3G線性地址頁表。Linux利用CPU一個機(jī)制處理了這個問題。進(jìn)程創(chuàng)建后我們能夠給頁目錄表表項值都填0，CPU在查找頁表時，假如表項內(nèi)容為0,則會引發(fā)一個缺頁異常，進(jìn)程暫停執(zhí)行，Linux內(nèi)核這時候能夠經(jīng)過一系列復(fù)雜算法給分配一個物理頁，并把物理頁地址填入表項中，進(jìn)程再恢復(fù)執(zhí)行。當(dāng)然進(jìn)程在這個過程中是被蒙蔽，它自己感覺還是正常訪問到了物理內(nèi)存。深入解析Linux內(nèi)存管理第10頁線性地址轉(zhuǎn)物理地址深入解析Linux內(nèi)存管理第11頁內(nèi)核頁表暫時內(nèi)核頁表最終內(nèi)核頁表深入解析Linux內(nèi)存管理第12頁暫時內(nèi)核頁表深入解析Linux內(nèi)存管理第13頁最終內(nèi)核頁表深入解析Linux內(nèi)存管理第14頁物理內(nèi)存1.內(nèi)核頁表2.內(nèi)存描述3.物理探測4.引導(dǎo)內(nèi)存5.Pre-CpuCache6.搭檔機(jī)制7.Slab機(jī)制深入解析Linux內(nèi)存管理第15頁1.內(nèi)核頁表structpage{ unsignedlongflags; atomic_t_count; union{ atomic_t_mapcount; unsignedintinuse; }; union{ struct{ unsignedlongprivate; structaddress_space*mapping; };#ifNR_CPUS>=CONFIG_SPLIT_PTLOCK_CPUS spinlock_tptl;#endif structkmem_cache*slab; /*SLUB:Pointertoslab*/ structpage*first_page; /*Compoundtailpages*/ }; union{ pgoff_tindex; /*Ouroffsetwithinmapping.*/ void*freelist; /*SLUB:freelistreq.slablock*/ }; structlist_headlru; #ifdefined(WANT_PAGE_VIRTUAL) void*virtual; #endif/*WANT_PAGE_VIRTUAL*/#ifdefCONFIG_CGROUP_MEM_RES_CTLR unsignedlongpage_cgroup;#endif};深入解析Linux內(nèi)存管理第16頁2.內(nèi)存描述-pglist_datatypedefstructpglist_data{ structzonenode_zones[MAX_NR_ZONES]; structzonelistnode_zonelists[MAX_ZONELISTS]; intnr_zones;#ifdefCONFIG_FLAT_NODE_MEM_MAP structpage*node_mem_map;#endif structbootmem_data*bdata;#ifdefCONFIG_MEMORY_HOTPLUG spinlock_tnode_size_lock;#endif unsignedlongnode_start_pfn; unsignedlongnode_present_pages;/*totalnumberofphysicalpages*/ unsignedlongnode_spanned_pages;/*totalsizeofphysicalpage range,includingholes*/ intnode_id; wait_queue_head_tkswapd_wait; structtask_struct*kswapd; intkswapd_max_order;}pg_data_t;深入解析Linux內(nèi)存管理第17頁2.內(nèi)存描述-zonestructzone{ /*Fieldscommonlyaccessedbythepageallocator*/ unsignedlong pages_min,pages_low,pages_high; unsignedlong lowmem_reserve[MAX_NR_ZONES];#ifdefCONFIG_NUMA intnode; unsignedlong min_unmapped_pages; unsignedlong min_slab_pages; structper_cpu_pageset *pageset[NR_CPUS];#else structper_cpu_pageset pageset[NR_CPUS];#endif spinlock_t lock;#ifdefCONFIG_MEMORY_HOTPLUG /*seespanned/present_pagesformoredescription*/ seqlock_t span_seqlock;#endif structfree_area free_area[MAX_ORDER];#ifndefCONFIG_SPARSEMEM unsignedlong *pageblock_flags;#endif/*CONFIG_SPARSEMEM*/ ZONE_PADDING(_pad1_) /*Fieldscommonlyaccessedbythepagereclaimscanner*/ spinlock_t lru_lock; structlist_head active_list; structlist_head inactive_list;深入解析Linux內(nèi)存管理第18頁2.內(nèi)存描述-zone unsignedlong nr_scan_inactive; unsignedlong pages_scanned; /*sincelastreclaim*/ unsignedlong flags; /*zoneflags,seebelow*/ /*Zonestatistics*/ atomic_long_t vm_stat[NR_VM_ZONE_STAT_ITEMS]; intprev_priority; ZONE_PADDING(_pad2_) /*Rarelyusedorread-mostlyfields*/ wait_queue_head_t *wait_table; unsignedlong wait_table_hash_nr_entries; unsignedlong wait_table_bits; structpglist_data *zone_pgdat; /*zone_start_pfn==zone_start_paddr>>PAGE_SHIFT*/ unsignedlong zone_start_pfn; unsignedlong spanned_pages; /*totalsize,includingholes*/ unsignedlong present_pages; /*amountofmemory(excludingholes)*/ /* *rarelyusedfields: */ constchar *name;}____cacheline_internodealigned_in_smp;深入解析Linux內(nèi)存管理第19頁深入解析Linux內(nèi)存管理第20頁物理探測在系統(tǒng)boot時候，kernel經(jīng)過0x15中止取得機(jī)器內(nèi)存容量。有三種參數(shù)88H(只能探測最大64MB內(nèi)存)，E801H(得到大小)，E820H(取得memorymap)。這個memorymap稱為E820圖，在kernel初始化代碼中會將這個memorymap復(fù)制到一個kernel中數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)e820map里，kernel需要經(jīng)過這個結(jié)構(gòu)來計算可用內(nèi)存容量。調(diào)用print_memory_map打印出各個內(nèi)存段范圍和類型，我內(nèi)存是2G，打印結(jié)果以下：[

0.000000]

BIOS-provided

physical

RAM

map:

[

0.000000]

BIOS-e820:

0000000000000000

-

000000000009f000

(usable)

[

0.000000]

BIOS-e820:

000000000009f000

-

00000000000a0000

(reserved)

[

0.000000]

BIOS-e820:

00000000000f0000

-

0000000000100000

(reserved)

[

0.000000]

BIOS-e820:

0000000000100000

-

0000000001e00000

(usable)

[

0.000000]

BIOS-e820:

0000000001e00000

-

0000000001e80040

(reserved)

[

0.000000]

BIOS-e820:

0000000001e80040

-

000000007bed0000

(usable)

[

0.000000]

BIOS-e820:

000000007bed0000

-

000000007bed3000

(ACPI

NVS)

[

0.000000]

BIOS-e820:

000000007bed3000

-

000000007bee0000

(ACPI

data)

[

0.000000]

BIOS-e820:

000000007bee0000

-

000000007bf00000

(reserved)

[

0.000000]

BIOS-e820:

000000007c000000

-

0000000080000000

(reserved)

[

0.000000]

BIOS-e820:

00000000f0000000

-

00000000f4000000

(reserved)

[

0.000000]

BIOS-e820:

00000000fec00000

-

0000000100000000

(reserved)

深入解析Linux內(nèi)存管理第21頁引導(dǎo)內(nèi)存深入解析Linux內(nèi)存管理第22頁P(yáng)re-CpuCache深入解析Linux內(nèi)存管理第23頁管理區(qū)分配器深入解析Linux內(nèi)存管理第24頁深入解析Linux內(nèi)存管理第25頁搭檔機(jī)制整體結(jié)構(gòu)深入解析Linux內(nèi)存管理第26頁搭檔機(jī)制Linux內(nèi)核經(jīng)過搭檔算法來管理物理內(nèi)存。搭檔系統(tǒng)（BuddySystem）在理論上是非常簡單內(nèi)存分配算法。它用途主要是盡可能降低外部碎片，同時允許快速分配與回收物理頁面。為了降低外部碎片，連續(xù)空閑頁面，依據(jù)空閑塊（由連續(xù)空閑頁面組成）大小，組織成不一樣鏈表（或者orders）。這么全部2個頁面大小空閑塊在一個鏈表中，4個頁面大小空閑塊在另外一個鏈表中，以這類推。深入解析Linux內(nèi)存管理第27頁搭檔機(jī)制注意，不一樣大小塊在空間上，不會有重合。當(dāng)一個需求為4個連續(xù)頁面時，檢驗是否有4個頁面空閑塊而快速滿足請求。若該鏈表上（每個結(jié)點都是大小為4頁面塊）有空閑塊，則分配給用戶，不然向下一個級別（order）鏈表中查找。若存在（8頁面）空閑塊（現(xiàn)處于另外一個級別鏈表上），則將該頁面塊分裂為兩個4頁面塊，一塊分配給請求者，另外一塊加入到4頁面塊鏈表中。這么能夠防止分裂大空閑塊，而此時有能夠滿足需求小頁面塊，從而降低外面碎片。深入解析Linux內(nèi)存管理第28頁Slab機(jī)制Linux所使用slab分配器基礎(chǔ)是JeffBonwick為SunOS操作系統(tǒng)首次引入一個算法。Jeff分配器是圍繞對象緩存進(jìn)行。在內(nèi)核中，會為有限對象集（比如文件描述符和其它常見結(jié)構(gòu)）分配大量內(nèi)存。Jeff發(fā)覺對內(nèi)核中普通對象進(jìn)行初始化所需時間超出了對其進(jìn)行分配和釋放所需時間。所以他結(jié)論是不應(yīng)該將內(nèi)存釋放回一個全局內(nèi)存池，而是將內(nèi)存保持為針對特定目而初始化狀態(tài)。比如，假如內(nèi)存被分配給了一個互斥鎖，那么只需在為互斥鎖首次分配內(nèi)存時執(zhí)行一次互斥鎖初始化函數(shù)（mutex_init）即可。后續(xù)內(nèi)存分配不需要執(zhí)行這個初始化函數(shù)，因為從上次釋放和調(diào)用析構(gòu)之后，它已經(jīng)處于所需狀態(tài)中了。Linuxslab分配器使用了這種思想和其它一些思想來構(gòu)建一個在空間和時間上都含有高效性內(nèi)存分配器。與傳統(tǒng)內(nèi)存管理模式相比，slab緩存分配器提供了很多優(yōu)點。首先，內(nèi)核通常依賴于對小對象分配，它們會在系統(tǒng)生命周期內(nèi)進(jìn)行無數(shù)次分配。slab緩存分配器經(jīng)過對類似大小對象進(jìn)行緩存而提供這種功效，從而防止了常見碎片問題。slab分配器還支持通用對象初始化，從而防止了為同一目而對一個對象重復(fù)進(jìn)行初始化。最終，slab分配器還能夠支持硬件緩存對齊和著色，這允許不一樣緩存中對象占用相同緩存行，從而提升緩存利用率并取得更加好性能。深入解析Linux內(nèi)存管理第29頁深入解析Linux內(nèi)存管理第30頁slab對象管理器深入解析Linux內(nèi)存管理第31頁深入解析Linux內(nèi)存管理第32頁slab對象管理器深入解析Linux內(nèi)存管理第33頁slab著色基本原理CPU訪問內(nèi)存時使用哪個cacheline是經(jīng)過低地址若干位確定，比如cacheline大小為32，那么是從bit5開始若干位。所以相距很遠(yuǎn)內(nèi)存地址，假如這些位地址相同，還是會被映射到同一個cacheline。Slabcache中存放是相同大小對象，假如沒有著色區(qū)，那么同一個cache內(nèi)，不一樣slab中含有相同slab內(nèi)部偏移對象，其低地址若干位是相同，映射到同一個cacheline。如圖所表示。深入解析Linux內(nèi)存管理第34頁slab著色基本原理如此一來，訪問cacheline沖突對象時，就會出現(xiàn)cachemiss，不停在cacheline和內(nèi)存之間往返切換，與此同時，其它cacheline可能無所事事，嚴(yán)重影響了cache效率。處理這一問題方法是經(jīng)過著色區(qū)使對象slab內(nèi)偏移各不相同，從而防止cacheline沖突。如圖所表示：深入解析Linux內(nèi)存管理第35頁slab著色基本原理著色貌似很好處理了問題，實質(zhì)不然，當(dāng)slab數(shù)目不多時，著色工作很好，當(dāng)slab數(shù)目很多時，著色發(fā)生了循環(huán)，依然存在cacheline沖突問題。如圖所表示。第一與第四，第二與第五，第三與第六，這些slabcacheline是沖突。深入解析Linux內(nèi)存管理第36頁高端內(nèi)存非連續(xù)內(nèi)存固定映射內(nèi)存暫時內(nèi)存映射永久映射內(nèi)存深入解析Linux內(nèi)存管理第37頁地址映射深入解析Linux內(nèi)存管理第38頁虛擬內(nèi)存進(jìn)程虛擬地址空間數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)區(qū)域操作深入解析Linux內(nèi)存管理第39頁進(jìn)程虛擬地址空間<mm_types.h>structmm_struct{structvm_area_struct*mmap;/*listofVMAs*/structrb_rootmm_rb;structvm_area_struct*mmap_cache;/*lastfind_vmaresult*/...unsignedlong(*get_unmapped_area)(structfile*filp,unsignedlongaddr,unsignedlonglen,unsignedlongpgoff,unsignedlongflags);...unsignedlongmmap_base; /*baseofmmaparea*/unsignedlongtask_size; /*sizeoftaskvmspace*/...unsignedlongstart_code,end_code,start_data,end_data;unsignedlongstart_brk,brk,start_stack;unsignedlongarg_start,arg_end,env_start,env_end;...}深入解析Linux內(nèi)存管理第40頁地址映射深入解析Linux內(nèi)存管理第41頁虛擬內(nèi)存區(qū)域<mm_types.h>structvm_area_struct{ structmm_struct*vm_mm; /*Theaddressspacewebelongto.*/ unsignedlongvm_start; /*Ourstartaddresswithinvm_mm.*/ unsignedlongvm_end; /*Thefirstbyteafterourendaddress withinvm_mm.*/ /*linkedlistofVMareaspertask,sortedbyaddress*/ structvm_area_struct*vm_next; pgprot_tvm_page_prot; /*AccesspermissionsofthisVMA.*/ unsignedlongvm_flags; /*Flags,listedbelow.*/ structrb_nodevm_rb;/**Forareaswithanaddressspaceandbackingstore,*linkageintotheaddress_space->i_mmappriotree,or*linkagetothelistoflikevmashangingoffitsnode,or*linkageofvmaintheaddress_space->i_mmap_nonlinearlist.*/ union{ struct{ structlist_headlist;void*parent;/*alignswithprio_tree_nodeparent*/ structvm_area_struct*head; }vm_set;深入解析Linux內(nèi)存管理第42頁虛擬內(nèi)存區(qū)域 structraw_prio_tree_nodeprio_tree_node; }shared;/**Afile’sMAP_PRIVATEvmacanbeinbothi_mmaptreeandanon_vma*list,afteraCOWofoneofthefilepages.AMAP_SHAREDvma*canonlybeinthei_mmaptree.AnanonymousMAP_PRIVATE,stack*orbrkvma(withNULLfile)canonlybeinananon_vmalist.*/ structlist_headanon_vma_node; /*Serializedbyanon_vma->lock*/ structanon_vma*anon_vma; /*Serializedbypage_table_lock*/ /*Functionpointerstodealwiththisstruct.*/ structvm_operations_struct*vm_ops; /*Informationaboutourbackingstore:*/ unsignedlongvm_pgoff; /*Offset(withinvm_file)inPAGE_SIZE units,*not*PAGE_CACHE_SIZE*/ structfile*vm_file; /*Filewemapto(canbeNULL).*/ void*vm_private_data; /*wasvm_pte(sharedmem)*/};深入解析Linux內(nèi)存管理第43頁虛擬內(nèi)存區(qū)域深入解析Linux內(nèi)存管理第44頁虛擬內(nèi)存區(qū)域深入解析Linux內(nèi)存管理第45頁深入解析Linux內(nèi)存管理第46頁地址空間深入解析Linux內(nèi)存管理第47頁線性地址空間分布kernelcode/data/stackMemorymappedregionforsharedlibrariesruntimeheap(viamalloc)programtext(.text)initializeddata(.data)uninitializeddata(.bss)stackforbidden0%espprocessVMbrk0xc0physicalmemorysameforeachprocessprocess-specificdatastructures(pagetables,taskandmmstructs)kernelVM.data.textpdemand-zerodemand-zerolibc.so.data.text深入解析Linux內(nèi)存管理第48頁高速緩存Linux使用緩存頁高速緩沖深入解析Linux內(nèi)存管理第49頁Linux使用緩存不論在硬件設(shè)計還是軟件設(shè)計中，高速緩存是取得高性能慣用伎倆。Linux

使用了各種和內(nèi)存管理相關(guān)高速緩存。1．

緩沖區(qū)高速緩存：緩沖區(qū)高速緩存中包含了由塊設(shè)備使用數(shù)據(jù)緩沖區(qū)。這些緩沖區(qū)中包含了從設(shè)備中讀取數(shù)據(jù)塊或?qū)懭朐O(shè)備數(shù)據(jù)塊。緩沖區(qū)高速緩存由設(shè)備標(biāo)識號和塊標(biāo)號索引，所以能夠快速找出數(shù)據(jù)塊。假如數(shù)據(jù)能夠在緩沖區(qū)高速緩存中找到，則系統(tǒng)就沒有必要在物理塊設(shè)備上進(jìn)行實際讀操作。內(nèi)核為每個緩沖區(qū)維護(hù)很多信息以有利于緩解寫操作，這些信息包含一個“臟（dirty）”位，表示內(nèi)存中緩沖區(qū)已被修改，必須寫到磁盤；還包含一個時間標(biāo)志，表示緩沖區(qū)被刷新到磁盤之前已經(jīng)在內(nèi)存中停留了多長時間。因為緩沖區(qū)相關(guān)信息被保留在緩沖區(qū)首部，所以，這些數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)連同用戶數(shù)據(jù)本身緩沖區(qū)都需要維護(hù)。緩沖區(qū)高速緩存大小能夠改變。當(dāng)需要新緩沖區(qū)而現(xiàn)在又沒有可用緩沖區(qū)時，就按需分配頁面。當(dāng)空閑內(nèi)存變得不足時，比如上一節(jié)看到情況，就釋放緩沖區(qū)并重復(fù)使用對應(yīng)頁面。深入解析Linux內(nèi)存管理第50頁Linux使用緩存2．

頁面高速緩存頁面高速緩存是頁面I/O操作訪問數(shù)據(jù)所使用磁盤高速緩存。我們在文件系統(tǒng)會看到，read()、write()和mmap()系統(tǒng)調(diào)用對常規(guī)文件訪問都是經(jīng)過頁面高速緩存來完成。因為頁面I/O操作要傳輸整頁數(shù)據(jù)，所以高速緩存中所保留信息單元是一個整頁面。一個頁面包含數(shù)據(jù)未必是物理上相鄰磁盤塊，所以就不能使用設(shè)備號和塊號來標(biāo)識頁面。相反，頁面高速緩存中一個頁面標(biāo)識是經(jīng)過文件索引節(jié)點和文件中偏移量到達(dá)。與頁面高速緩存相關(guān)操作主要有三種：當(dāng)訪問文件部分不在高速緩存中時增加一頁面，當(dāng)高速緩存變得太大時刪除一頁面，以及查找一個給定文件偏移量所在頁面。深入解析Linux內(nèi)存管理第51頁Linux使用緩存3．交換高速緩存只有修改后（臟）頁面才保留在交換文件中。修改后頁面寫入交換文件后，假如該頁面再次被交換但未被修改時，就沒有必要寫入交換文件，相反，只需丟棄該頁面。交換高速緩存實際包含了一個頁面表項鏈表，系統(tǒng)每個物理頁面對應(yīng)一個頁面表項。對交換出頁面，該頁面表項包含保留該頁面交換文件信息，以及該頁面在交換文件中位置信息。假如某個交換頁面表項非零，則表明保留在交換文件中對應(yīng)物理頁面沒有被修改。假如這一頁面在后續(xù)操作中被修改，則處于交換緩存中頁面表項被清零。

Linux

需要從物理內(nèi)存中交換出某個頁面時，它首先分析交換緩存中信息，假如緩存中包含該物理頁面一個非零頁面表項，則說明該頁面交換出內(nèi)存后還沒有被修改過，這時，系統(tǒng)只需丟棄該頁面。4.硬件高速緩存常見硬件緩存是對頁面表項緩存，這一工作實際由處理器完成，其操作和詳細(xì)處理器硬件相關(guān)（但管理要由軟件完成）。深入解析Linux內(nèi)存管理第52頁頁高速緩沖頁高速緩存緩存是頁面。緩存中頁來自對正規(guī)文件、塊設(shè)備文件和內(nèi)存映射文件讀寫，如此一來，頁高速緩存內(nèi)就包含了最近被訪問過文件全部頁面。在執(zhí)行I/O操作前，比如read()操作，內(nèi)核會檢驗數(shù)據(jù)是否已經(jīng)在頁高速緩存中了，假如所需數(shù)據(jù)確實在高速緩存中，那么內(nèi)核就能夠馬上從緩存中得到所需頁，而不需要從磁盤讀取數(shù)據(jù)。深入解析Linux內(nèi)存管理第53頁頁框回收PFRA設(shè)計反向映射匿名頁反向映射優(yōu)先搜索樹PFRA實現(xiàn)LRU鏈表內(nèi)存緊缺回收深入解析Linux內(nèi)存管理第54頁P(yáng)FRA設(shè)計頁類型說明處理方式不可回收頁空閑頁（包含在搭檔系統(tǒng)列表中）保留頁（PG_reserved標(biāo)志置位）內(nèi)核動態(tài)分配頁（slab或alloc_pages分配）進(jìn)程內(nèi)核態(tài)堆棧頁暫時時鎖定頁（PG_locked標(biāo)志置位）內(nèi)存鎖定頁（在線性區(qū)中且VM_LOCKED標(biāo)志置位）不允許也無需回收可交換頁用戶態(tài)地址空間匿名頁tmpfs文件系統(tǒng)暫時頁（如IPC共享內(nèi)存頁）將頁內(nèi)容保存在交換區(qū)中可同時頁用戶態(tài)地址空間映射頁存有磁盤文件數(shù)據(jù)頁高速緩存頁塊設(shè)備緩存頁一些磁盤高速緩存頁（如磁盤索引節(jié)點高速緩存）必要時，與磁盤映像同時這些頁可丟棄頁內(nèi)存高速緩存中未使用頁（如slab分配器高速緩存）目錄項高速緩存未使用頁無需處理頁框回收算法（pageframereclaimingalgorithm,PFRA）目標(biāo)就是取得頁框并使之空閑。深入解析Linux內(nèi)存管理第55頁反向映射struct

page{

unsignedlongflags;

atomic_t_count; /*Usagecount,seebelow.*/ union{

atomic_t

_mapcount;

unsignedint

inuse; /*SLUB:Nrofobjects*/ };union{

struct{ unsignedlongprivate;

struct

address_space*mapping;

};

struct

kmem_cache*slab; /*SLUB:Pointertoslab*/

structpage*first_page; /*Compoundtailpages*/};

union{

pgoff_t

index;

void*freelist; };…};深入解析Linux內(nèi)存管理第56頁反向映射因為PFRA目標(biāo)之一是能釋放共享頁框。為到達(dá)這個目標(biāo)，Linux2.6內(nèi)核能夠快速定位指向同一頁框全部頁表項。這個過程就叫做反向映射（reversemapping）。反向映射方法簡單處理之道，就是在頁描述符中引人附加字段，從而將某頁描述符所確定頁框中對應(yīng)全部頁表項聯(lián)接起來。不過，保持更新這么鏈表將會大大增加系統(tǒng)開銷，所以，就有更成熟方法設(shè)計出來了。Linux2.6就有叫做“面向?qū)ο蠓聪蛴成洹奔夹g(shù)。_mapcount字段存放引用頁框頁表項數(shù)目。計數(shù)器起始值為-1，這表示沒有頁表項（不包含內(nèi)核頁表）引用該頁框；假如值為0，就表示頁是非共享；而假如值大于0（比如是n），則表示頁是共享，而且有n+1個頁表共享它。page_mapcount

函數(shù)接收頁描述符地址，返回值為_mapcount+l（這么，如返回值為1，表明是某個進(jìn)程用戶態(tài)地址空間中存放一個非共享頁）。頁描述符mapping字段用于確定頁是映射或匿名。說明以下：1).假如mapping字段空，則該頁屬于交換高速緩存。2).假如mapping字段非空，且最低位是1，表示該頁為匿名頁；同時mapping字段中存放是指向anon_vma描述符指針。3).假如mapping字段非空，且最低位是0，表示該頁為映射頁；同時mapping字段指向?qū)?yīng)文件address_space對象。深入解析Linux內(nèi)存管理第57頁匿名頁反向映射struct

anon_vma{

spinlock_tlock; /*Serializeaccesstovmalist*/

struct

list_headhead; /*Listofprivate"related"vmas*/};匿名頁經(jīng)常是由幾個進(jìn)程共享。最為常見情形是：創(chuàng)建新進(jìn)程——父進(jìn)程全部頁面，包含匿名頁，同時也以只讀形式讓子進(jìn)程頁表項指向。另外（但不常見），進(jìn)程創(chuàng)建線性區(qū)時使用兩個標(biāo)志MAP_ANONYMOUS

和MAP_SHARED，表明這個線性區(qū)域內(nèi)頁將由該進(jìn)程后面子進(jìn)程共享。Linux使用一個非常簡單策略：將引用同一個頁框全部匿名線性區(qū)鏈接起來，也就是說將該頁框所在匿名線性區(qū)存放在一個雙向循環(huán)鏈表中。注意！一個匿名線性區(qū)有可能很大，會存有多個頁，但因為這些頁面是連續(xù)，所以有且一直只有一個反向映射鏈表用于該區(qū)域中全部頁面。當(dāng)為一個匿名線性區(qū)分配第一頁時，內(nèi)核創(chuàng)建一個新anon_vma數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)深入解析Linux內(nèi)存管理第58頁匿名頁反向映射lock

字段是競爭條件下保護(hù)鏈表自旋鎖；head字段是線性區(qū)描述符雙向循環(huán)鏈表頭部。然后，內(nèi)核將匿名線性區(qū)vm_area_struct描述符插入anon_vma鏈表。為實現(xiàn)這個目標(biāo)，vm_area_struct數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)中包含有對應(yīng)該鏈表兩個字段：anon_vma_node和anon_vma。anon_vma_node字段存放指向鏈表中前一個和后一個元素指針，而anon_vma字段指向anon_vma數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)。最終，按前面所述，內(nèi)核將anon_vma數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)地址存放在匿名頁描述符mapping字段。如圖所表示深入解析Linux內(nèi)存管理第59頁匿名頁反向映射深入解析Linux內(nèi)存管理第60頁匿名頁反向映射lock

字段是競爭條件下保護(hù)鏈表自旋鎖；head字段是線性區(qū)描述符雙向循環(huán)鏈表頭部。然后，內(nèi)核將匿名線性區(qū)vm_area_struct描述符插入anon_vma鏈表。為實現(xiàn)這個目標(biāo)，vm_area_struct數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)中包含有對應(yīng)該鏈表兩個字段：anon_vma_node和anon_vma。anon_vma_node字段存放指向鏈表中前一個和后一個元素指針，而anon_vma字段指向anon_vma數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)。最終，按前面所述，內(nèi)核將anon_vma數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)地址存放在匿名頁描述符mapping字段。如圖所表示深入解析Linux內(nèi)存管理第61頁匿名頁反向映射當(dāng)已被一個進(jìn)程引用頁面插入另一個進(jìn)程頁表項時（比如調(diào)用fork()系統(tǒng)調(diào)用時），內(nèi)核只是將第二個進(jìn)程匿名線性區(qū)插入anon_vma數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)雙向循環(huán)鏈表，而第一個進(jìn)程線性區(qū)anon_vma字段指向該anon_vma數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)。所以每個anon_vma鏈表通常包含不一樣進(jìn)程線性區(qū)。綜上，借助anon_vma鏈表，內(nèi)核能夠快速定位引用同一匿名頁框全部頁表項。實際上，每個區(qū)域描述符在vm_mm字段中存放內(nèi)存描述符地址，而該內(nèi)存描述符又有一個pgd字段，其中存有進(jìn)程頁全局目錄。這么，頁表項就能夠從匿名頁起始線性地址得到，而該匿名頁線性地址能夠由線性區(qū)描述符vm_start字段以及頁描述符index字段得到。深入解析Linux內(nèi)存管理第62頁try_to_unmap_one深入解析Linux內(nèi)存管理第63頁優(yōu)先搜索樹映射頁面向?qū)ο蠓聪蛴成渌谒枷胍唵蔚枚嗔耍何覀兛偸悄軌蛉〉弥赶蛞粋€給定頁框頁表項，方法就是訪問對應(yīng)映射頁所在線性區(qū)描述符。所以，反向映射關(guān)鍵就是一個巧妙數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)，這個數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)能夠存放與給定頁框相關(guān)全部線性區(qū)描述符。匿名線性區(qū)描述符存放在雙向循環(huán)鏈表中。取得引用給定頁框全部頁表項，就是對該鏈表中元素進(jìn)行線性掃描。共享匿名頁框數(shù)量不是很大，所以這個方法工作得很好。與匿名頁相反，映射頁經(jīng)常是共享，這是因為不一樣進(jìn)程常會共享同一個程序代碼。比如，幾乎全部進(jìn)程都會共享包含標(biāo)準(zhǔn)C庫代碼頁面。所以，Linux2.6依靠叫做“優(yōu)先搜索樹（prioritysearchtree）”結(jié)構(gòu)來快速定位引用同一頁框全部線性區(qū)。每個文件對應(yīng)一個優(yōu)先搜索樹。它存放在address_space

對象i_mmap字段中，該address_space對象包含在文件索引節(jié)點對象中。因為映射頁描述符mapping

字段指向address_space對象，所以總是能夠快速檢索搜索樹根：深入解析Linux內(nèi)存管理第64頁優(yōu)先搜索樹PST樹是一個堆和對稱搜索樹混合體,PST中每一個區(qū)間相當(dāng)于一個樹節(jié)點，它由基索引（radixindex）和堆索引（heapindex)兩個索引來標(biāo)識?；饕硎緟^(qū)間起始點而堆索引表示終點。每個線性區(qū)能夠被看成是文件頁在物理內(nèi)存中一個區(qū)間，并由在文件中起始位置（基索引）和終點位置（堆索引）所確定。struct

address_space

{

struct

inode

*host; /*owner:inode,block_device*/

struct

radix_tree_root

page_tree; /*radixtreeofallpages*/

rwlock_t

tree_lock; /*andrwlockprotectingit*/ unsignedint

i_mmap_writable; /*countVM_SHAREDmappings*/

struct

prio_tree_root

i_mmap;

/*treeofprivateandsharedmappings*/}__attribute__((aligned(sizeof(long))));深入解析Linux內(nèi)存管理第65頁優(yōu)先搜索樹<fs.h>structfile{...structaddress_space*f_mapping;...}<fs.h>structinode{...structaddress_space*i_mapping;...}深入解析Linux內(nèi)存管理第66頁優(yōu)先搜索樹深入解析Linux內(nèi)存管理第67頁優(yōu)先搜索樹子節(jié)點堆索引都小于對應(yīng)父節(jié)點堆索引。任意一個節(jié)點左子節(jié)點基索引也都小于右子節(jié)點基索引，假如基索引相等，則按照大小索引排序。深入解析Linux內(nèi)存管理第68頁P(yáng)FRA實現(xiàn)頁框回收算法必須處理各種屬于用戶態(tài)進(jìn)程、磁盤高速緩存和內(nèi)存高速緩存頁，而且必須遵照幾條試探法準(zhǔn)則。所以，PFRA有很多函數(shù)也就不奇怪了。在ULK-3中一個圖列出了PFRA主要函數(shù)，箭頭表示函數(shù)調(diào)用。比如，try_to_free_pages()函數(shù)調(diào)shrink_zones()、shrink_slab()和out_of_memory()三個函數(shù)：我們看到PFRA有三個入口，對應(yīng)著頁框回收算法執(zhí)行有三種基本情形：內(nèi)存緊缺回收：內(nèi)核發(fā)覺內(nèi)存緊缺睡眠回收：在進(jìn)人suspend-to-disk狀態(tài)時，內(nèi)核必須釋放內(nèi)存（我們不研究這種情形）周期回收：必要時，周期性激活內(nèi)核線程執(zhí)行內(nèi)存回收算法深入解析Linux內(nèi)存管理第69頁深入解析Linux內(nèi)存管理第70頁LRU鏈表LRU鏈表是頁面回收算法關(guān)鍵數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)，屬于進(jìn)程用戶態(tài)地址空間或頁高速緩存全部頁被分成兩組：活動鏈表與非活動鏈表。它們被統(tǒng)稱為LRU鏈表。前面一個鏈表用于存放最近被訪問過頁；后面則存放有一段時間沒有被訪問過頁。顯然，頁必須從非活動鏈表中“竊取”。這兩個雙向鏈表頭分別存放在每個zone描述符active_1ist和inactive_list字段，而該描述符nr_active和nr_inactive字段表示存放在兩個鏈表中頁數(shù)。最終，lru_lock字段是一個自旋鎖，保護(hù)兩個鏈表免受SMP系統(tǒng)上并發(fā)訪問：struct

zone{ …… /*Fieldscommonlyaccessedbythepagereclaimscanner*/

spinlock_t

lru_lock;

struct

list_head

active_list;

struct

list_head

inactive_list;

unsignedlong nr_scan_active; unsignedlong nr_scan_inactive; unsignedlong pages_scanned; /*sincelastreclaim*/ unsignedlong flags; /*zoneflags,seebelow*/

……}深入解析Linux內(nèi)存管理第71頁LRU鏈表假如頁屬于LRU鏈表，則設(shè)置頁描述符中page數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)PG_lru標(biāo)志。另外，假如頁屬于活動鏈表，則設(shè)置將page數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)flagsPG_active置位，而假如頁屬于非活動鏈表，則清PG_active標(biāo)志。頁描述符lru字段存放指向LRU鏈表中下一個元素和前一個元素指針。另外有幾個輔助函數(shù)處理LRU鏈表：add_page_to_active_list()將頁加入管理區(qū)活動鏈表頭部并遞增管理區(qū)描述符nr_active字段。del_page_from_active_list()從管理區(qū)活動鏈表中刪除頁并遞減管理區(qū)描述符nr_active字段。lru_cache_add_active（）假如頁不在LRU鏈表中，將PGlru和PGactive標(biāo)志置位，得到管理區(qū)lru_lock自旋鎖，調(diào)用add_page_to_active_list()把頁插入管理區(qū)活動鏈表。實際上，最終兩個函數(shù)，lru_cache_add()和lru_cache_add_active()稍有些復(fù)雜。這兩個函數(shù)實際上并沒有立刻把頁移到LRU，而是在pagevec類型暫時數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)中聚集這些頁，每個結(jié)構(gòu)能夠存放多達(dá)14個頁描述符指針。只有當(dāng)一個pagevec結(jié)構(gòu)寫滿了，頁才真正被移到LRU鏈表中。這種機(jī)制能夠改進(jìn)系統(tǒng)性能，這是因為只當(dāng)LRU鏈表實際修改后才取得LRU自旋鎖。深入解析Linux內(nèi)存管理第72頁shrink_page_list深入解析Linux內(nèi)存管理第73頁交換機(jī)制交換機(jī)制概述交換區(qū)數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)激活和禁用交換區(qū)分配和釋放頁槽頁面換入和換出深入解析Linux內(nèi)存管理第74頁交換機(jī)制概述交換，用來為非映射頁在磁盤上提供備份。從前面討論我們知道有三類頁必須由交換子系統(tǒng)處理：1)屬于進(jìn)程匿名線性區(qū)（比如，用戶態(tài)堆棧和堆）頁。2)屬于進(jìn)程私有內(nèi)存映射臟頁。3)屬于IPC共享內(nèi)存區(qū)頁。就像請求調(diào)頁，交換對于程序必須是透明?；叵胍幌?，我們知道每個頁表項包含一個Present標(biāo)志。內(nèi)核利用這個標(biāo)志來通知屬于某個進(jìn)程地址空間頁已被換出。在這個標(biāo)志之外，Linux還利用頁表項中其它位存放換出頁標(biāo)識符（swapped-outpageidentifier）。該標(biāo)識符用于編碼換出頁在磁盤上位置。當(dāng)缺頁異常發(fā)生時，對應(yīng)異常處理程序能夠檢測到該頁不在RAM中，然后調(diào)用函數(shù)從磁盤換入該缺頁。交換子系統(tǒng)主要功效總結(jié)以下：1)在磁盤上建立交換區(qū)（swaparea），用于存放沒有磁盤映像頁。2)管理交換區(qū)空間。當(dāng)需求發(fā)生時，分配與釋放頁槽（pageslot）。3)提供函數(shù)用于從RAM中把頁換出(swapout)到交換區(qū)或從交換區(qū)換入（swapin）到RAM中。4)利用頁表項（現(xiàn)已被換出換出頁頁表項）中換出頁標(biāo)識符跟蹤數(shù)據(jù)在交換區(qū)中位置。深入解析Linux內(nèi)存管理第75頁交換區(qū)數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)從內(nèi)存中換出頁存放在交換區(qū)（swaparea）中，交換區(qū)實現(xiàn)能夠使用自己磁盤分區(qū)，也能夠使用包含在大型分區(qū)中文件。能夠定義幾個不一樣交換區(qū)，最大個數(shù)由MAX_SWAPFILES宏（通常被設(shè)置成32）確定。每個交換區(qū)都由一組頁槽（pageslot）組成，也就是說，由一組4096字節(jié)大小塊組成，每塊中包含一個換出頁。交換區(qū)第一個頁槽用來永久存放相關(guān)交換區(qū)信息，其格式由swap_header聯(lián)合體（由兩個結(jié)構(gòu)info和magic組成）來描述。magic結(jié)構(gòu)提供了一個字符串，用來把磁盤某部分明確地標(biāo)識成交換區(qū)，它只含有一個字段magic.magic，這個字段含有一個10字符“magic”字符串。magic結(jié)構(gòu)從根本上允許內(nèi)核明確地把一個文件或分區(qū)標(biāo)識成交換區(qū)，這個字符串內(nèi)容就是“SWAPSPACE2”。該字段通常位于第一個頁槽末尾。深入解析Linux內(nèi)存管理第76頁swap_headerunionswap_header{

struct{ charreserved[PAGE_SIZE-10]; charmagic[10]; /*SWAP-SPACEorSWAPSPACE2*/ }magic;

struct{ char bootbits[1024]; /*Spacefordisklabeletc.*/

__u32 version; __u32 last_page; __u32 nr_badpages; unsignedchar sws_uuid[16]; unsignedchar sws_volume[16]; __u32 padding[117]; __u32 badpages[1]; }info;};深入解析Linux內(nèi)存管理第77頁交換區(qū)數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)info 結(jié)構(gòu)字段以下：bootbits：交換算法不使用該字段。該字段對應(yīng)于交換區(qū)第一個1024字節(jié)，能夠存放分區(qū)數(shù)據(jù)、磁盤標(biāo)簽等等。version：交換算法版本。last_page：可有效使用最終一個頁槽。nr_badpages：有缺點頁槽個數(shù)。padding[117]：填充字節(jié)。badpages[1]：一共637個數(shù)字，用來指定有缺點頁槽位置。深入解析Linux內(nèi)存管理第78頁交換區(qū)描述符struct

swap_info_struct{ unsignedintflags;

int

prio;

/*swappriority*/

structfile*swap_file;

/*指針，指向存放交換區(qū)普通文件或設(shè)備文件文件對象*/

struct

block_device*bdev;

struct

list_head

extent_list;

/*組成交換區(qū)子區(qū)鏈表頭部*/

struct

swap_extent*curr_swap_extent;

/*指向最近使用子區(qū)描述符指針*/ unsignedold_block_size; unsignedshort*swap_map; /*指向計數(shù)器數(shù)組指針，

交換區(qū)每個頁槽對應(yīng)一個數(shù)組元素*/ unsignedint

lowest_bit; unsignedint

highest_bit; unsignedint

cluster_next; unsignedint

cluster_nr; unsignedintpages; unsignedintmax; unsignedint

inuse_pages;

intnext;

/*nextentryonswaplist*/};深入解析Linux內(nèi)存管理第79頁深入解析Linux內(nèi)存管理第80頁創(chuàng)建交換區(qū)系統(tǒng)管理員在創(chuàng)建Linux系統(tǒng)中其它分區(qū)時都創(chuàng)建一個交換分區(qū)，然后使用mkswap命令把這個磁盤區(qū)設(shè)置成一個新交換區(qū)。該命令對剛才介紹第一個頁槽中字段進(jìn)行初始化。因為磁盤中可能會有一些壞塊，這個程序還能夠?qū)ζ渌宽摬圻M(jìn)行檢驗從而確定有缺點頁槽位置。不過執(zhí)行mkswap命令會把交換區(qū)設(shè)置成非激活狀態(tài)。每個交換區(qū)都能夠在系統(tǒng)開啟時在腳本文件中被激活，也能夠在系統(tǒng)運(yùn)行之后動態(tài)激活。每個交換區(qū)由一個或多個交換子區(qū)（swapextent）組成，每個交換子區(qū)由一個swap_extent描述符表示，每個子區(qū)對應(yīng)一組頁（更準(zhǔn)確地說，是一組頁槽），它們在磁盤上是物理相鄰。swap_extent描述符由下面這幾部分組成：交換區(qū)子區(qū)首頁索引、子區(qū)頁數(shù)和子區(qū)起始磁盤扇區(qū)號。當(dāng)激活交換區(qū)本身同時，組成交換區(qū)有序子區(qū)鏈表也被創(chuàng)建。存放在磁盤分區(qū)中交換區(qū)只有一個子區(qū)；不過，存放在普通文件中交換區(qū)則可能有多個子區(qū)，這是因為文件系統(tǒng)有可能沒把該文件全部分配在磁盤一組連續(xù)塊中。setup_swap_extents->add_swap_extent(sis,0,sis->max,0);深入解析Linux內(nèi)存管理第81頁創(chuàng)建交換區(qū)swap_info數(shù)組包含MAX_SWAPFILES個交換區(qū)描述符。只有那些設(shè)置了SWP_USED標(biāo)志交換區(qū)才被使用，因為它們是活動區(qū)域。下列圖說明了swap_info數(shù)組（其數(shù)組元素為swap_info_struct）、一個交換區(qū)和對應(yīng)計數(shù)器數(shù)組情況：系統(tǒng)中有一個全局變量nr_swapfiles，它存放數(shù)組中包含或已包含所使用交換區(qū)描述符最終一個元素索引。這個變量有些名不符實，它并沒有包含活動交換區(qū)個數(shù)?；顒咏粨Q區(qū)描述符也被插入按交換區(qū)優(yōu)先級排序鏈表中。該鏈表是經(jīng)過交換區(qū)描述符next字段實現(xiàn)，next字段存放是swap_info數(shù)組中下一個描述符索引。該字段作為索引這種使用方法與我們已經(jīng)見過很多名為next字段使用方法有所不一樣，后者通常都是指針。swap_list_t類型swap_list全局變量包含以下字段：structswap_list_tswap_list={-1,-1};structswap_list_t{inthe