138 lines
6.4 KiB
ReStructuredText
138 lines
6.4 KiB
ReStructuredText
.. include:: ../disclaimer-zh_CN.rst
|
||
|
||
:Original: Documentation/mm/highmem.rst
|
||
|
||
:翻译:
|
||
|
||
司延腾 Yanteng Si <siyanteng@loongson.cn>
|
||
|
||
:校译:
|
||
|
||
==========
|
||
高内存处理
|
||
==========
|
||
|
||
作者: Peter Zijlstra <a.p.zijlstra@chello.nl>
|
||
|
||
.. contents:: :local:
|
||
|
||
高内存是什么？
|
||
==============
|
||
|
||
当物理内存的大小接近或超过虚拟内存的最大大小时，就会使用高内存（highmem）。在这一点上，内
|
||
核不可能在任何时候都保持所有可用的物理内存的映射。这意味着内核需要开始使用它想访问的物理内
|
||
存的临时映射。
|
||
|
||
没有被永久映射覆盖的那部分（物理）内存就是我们所说的 "高内存"。对于这个边界的确切位置，有
|
||
各种架构上的限制。
|
||
|
||
例如，在i386架构中，我们选择将内核映射到每个进程的虚拟空间，这样我们就不必为内核的进入/退
|
||
出付出全部的TLB作废代价。这意味着可用的虚拟内存空间（i386上为4GiB）必须在用户和内核空间之
|
||
间进行划分。
|
||
|
||
使用这种方法的架构的传统分配方式是3:1，3GiB用于用户空间，顶部的1GiB用于内核空间。::
|
||
|
||
+--------+ 0xffffffff
|
||
| Kernel |
|
||
+--------+ 0xc0000000
|
||
| |
|
||
| User |
|
||
| |
|
||
+--------+ 0x00000000
|
||
|
||
这意味着内核在任何时候最多可以映射1GiB的物理内存，但是由于我们需要虚拟地址空间来做其他事
|
||
情--包括访问其余物理内存的临时映射--实际的直接映射通常会更少（通常在~896MiB左右）。
|
||
|
||
其他有mm上下文标签的TLB的架构可以有独立的内核和用户映射。然而，一些硬件（如一些ARM）在使
|
||
用mm上下文标签时，其虚拟空间有限。
|
||
|
||
|
||
临时虚拟映射
|
||
============
|
||
|
||
内核包含几种创建临时映射的方法。下面的列表按照使用的优先顺序显示了它们。
|
||
|
||
* kmap_local_page()。这个函数是用来要求短期映射的。它可以从任何上下文（包括中断）中调用，
|
||
但是映射只能在获取它们的上下文中使用。
|
||
|
||
在可行的情况下，这个函数应该比其他所有的函数优先使用。
|
||
|
||
这些映射是线程本地和CPU本地的，这意味着映射只能从这个线程中访问，并且当映射处于活动状
|
||
态时，该线程与CPU绑定。即使线程被抢占了（因为抢占永远不会被函数禁用），CPU也不能通过
|
||
CPU-hotplug从系统中拔出，直到映射被处理掉。
|
||
|
||
在本地的kmap区域中采取pagefaults是有效的，除非获取本地映射的上下文由于其他原因不允许
|
||
这样做。
|
||
|
||
kmap_local_page()总是返回一个有效的虚拟地址，并且假定kunmap_local()不会失败。
|
||
|
||
嵌套kmap_local_page()和kmap_atomic()映射在一定程度上是允许的（最多到KMAP_TYPE_NR），
|
||
但是它们的调用必须严格排序，因为映射的实现是基于堆栈的。关于如何管理嵌套映射的细节，
|
||
请参见kmap_local_page() kdocs（包含在 "函数 "部分）。
|
||
|
||
* kmap_atomic(). 这允许对单个页面进行非常短的时间映射。由于映射被限制在发布它的CPU上，
|
||
它表现得很好，但发布的任务因此被要求留在该CPU上直到它完成，以免其他任务取代它的映射。
|
||
|
||
kmap_atomic()也可以被中断上下文使用，因为它不睡眠，调用者也可能在调用kunmap_atomic()
|
||
后才睡眠。
|
||
|
||
内核中对kmap_atomic()的每次调用都会创建一个不可抢占的段，并禁用缺页异常。这可能是
|
||
未预期延迟的来源之一。因此用户应该选择kmap_local_page()而不是kmap_atomic()。
|
||
|
||
假设k[un]map_atomic()不会失败。
|
||
|
||
* kmap()。这应该被用来对单个页面进行短时间的映射，对抢占或迁移没有限制。它会带来开销，
|
||
因为映射空间是受限制的，并且受到全局锁的保护，以实现同步。当不再需要映射时，必须用
|
||
kunmap()释放该页被映射的地址。
|
||
|
||
映射变化必须广播到所有CPU（核）上，kmap()还需要在kmap的池被回绕（TLB项用光了，需要从第
|
||
一项复用）时进行全局TLB无效化，当映射空间被完全利用时，它可能会阻塞，直到有一个可用的
|
||
槽出现。因此，kmap()只能从可抢占的上下文中调用。
|
||
|
||
如果一个映射必须持续相对较长的时间，上述所有的工作都是必要的，但是内核中大部分的
|
||
高内存映射都是短暂的，而且只在一个地方使用。这意味着在这种情况下，kmap()的成本大
|
||
多被浪费了。kmap()并不是为长期映射而设计的，但是它已经朝着这个方向发展了，在较新
|
||
的代码中强烈不鼓励使用它，前面的函数集应该是首选。
|
||
|
||
在64位系统中，调用kmap_local_page()、kmap_atomic()和kmap()没有实际作用，因为64位
|
||
地址空间足以永久映射所有物理内存页面。
|
||
|
||
* vmap()。这可以用来将多个物理页长期映射到一个连续的虚拟空间。它需要全局同步来解除
|
||
映射。
|
||
|
||
临时映射的成本
|
||
==============
|
||
|
||
创建临时映射的代价可能相当高。体系架构必须操作内核的页表、数据TLB和/或MMU的寄存器。
|
||
|
||
如果CONFIG_HIGHMEM没有被设置，那么内核会尝试用一点计算来创建映射，将页面结构地址转换成
|
||
指向页面内容的指针，而不是去捣鼓映射。在这种情况下，解映射操作可能是一个空操作。
|
||
|
||
如果CONFIG_MMU没有被设置，那么就不可能有临时映射和高内存。在这种情况下，也将使用计算方法。
|
||
|
||
|
||
i386 PAE
|
||
========
|
||
|
||
在某些情况下，i386 架构将允许你在 32 位机器上安装多达 64GiB 的内存。但这有一些后果:
|
||
|
||
* Linux需要为系统中的每个页面建立一个页帧结构，而且页帧需要驻在永久映射中，这意味着：
|
||
|
||
* 你最多可以有896M/sizeof(struct page)页帧；由于页结构体是32字节的，所以最终会有
|
||
112G的页；然而，内核需要在内存中存储更多的页帧......
|
||
|
||
* PAE使你的页表变大--这使系统变慢，因为更多的数据需要在TLB填充等方面被访问。一个好处
|
||
是，PAE有更多的PTE位，可以提供像NX和PAT这样的高级功能。
|
||
|
||
一般的建议是，你不要在32位机器上使用超过8GiB的空间--尽管更多的空间可能对你和你的工作
|
||
量有用，但你几乎是靠你自己--不要指望内核开发者真的会很关心事情的进展情况。
|
||
|
||
函数
|
||
====
|
||
|
||
该API在以下内核代码中:
|
||
|
||
include/linux/highmem.h
|
||
|
||
include/linux/highmem-internal.h
|