六。記憶體管理機制--MMU
阿新 • • 發佈：2019-02-16
1、#define abc(n) do{xxx;yyy;zzz;}while(0)
#define abc(n) {xxx;yyy;zzz;}
加上do while 和不加可能執行結果可能一樣，但是核心一般都加
是怕在執行函式的時候出現錯誤
int a ;
if(a > 0)
abc(100);//若用下面的巨集定義，加上分號編譯出錯，是因為在後面加了分號，多加的分號就分割了if / else
else
abc(200);
return 0;
################# 記憶體管理 #################
1、概念：
MPU 記憶體保護單元< 有作業系統的一般不用，用 MMU >
會寫一個頁表類似的東西，但不是頁表，記錄下面記憶體空間的只讀、同步等屬性
每一段記憶體空間的許可權：ro sync ex rw nx ...
示意將記憶體分為：[0, 0x1000)[0x1000, 0x2000)[0x2000, 0x3000)[0x3000, ...)
MMU 記憶體管理單元 MMU = MPU + （查詢頁表）
arm9、arm11、armA系列內有 MMU；一般面向應用的電子帶有。但是並不是說有作業系統就一定有 MMU
如果做工控，控制器一般有 MPU 或沒有，eg：cortex-M 和 cortex-R 系列微控制器用的就是 MPU；只有面向想飛電子的高階晶片才用 MMU，安裝有作業系統的控制器，要實現多工，多工會用到虛擬地址，所以需要 MMU。但並使有作業系統就一定有 MMU
2、linux核心管理機制
bootargs = "mem = 128M" 當初寫這個原因就是告訴核心記憶體有多大，核心就可以計算出用分配多少頁表
核心用的是小頁對映 page = 4K
每個頁對應一個結構體 struct page ---> 描述一頁的實體記憶體
virtual 如果分配過存虛擬地址，沒有的就是NULL
page 結構體在記憶體中以連續、有序陣列存放
struct zone //標記的都是實體地址；標準的linux/unix X86 上這樣分配
DMA [0 - 16M] //分這16M是歷史問題，以前的DMA只有24位，最大訪問16M，所以留下這塊給DMA用
NORMAL[16M - 896M]
HIGH [896M - ...]
嵌入式
2.6.28 DMA[0x50000000, 0x58000000] 此核心只有這一個區
3.4.24 NORMAL[0x50000000, 0x58000000] 此核心只有這一個區
只要用到分配記憶體，不管三七二十一，先包含 <linux/slab.h> 這個標頭檔案
3、MMU：<筆記>
MMU
—————————————————
| | ADDR | TLB | |
| ARM core |====== | 快取 | | 32位，實體地址
| | |———--| |=============
|————— | | | ADDR
| CP15 | 查頁表 | |
| | | | |
| ---> c2（TTBR） | | |
| | | | |
| | | | |
———|—————————————
|-----------------------------> 頁表基地址
a>.從arm出來的地址總線上，肯定是實體地址；虛擬地址一定不會出現在地址總線上，
用到虛擬地址的時候一定是 MMU 開啟的情況，MMU拿到虛擬地址後取查頁表，找到對應的實體地址，將其放到總線上；如果關閉 MMU，從ARM core中出來的地址就直接上匯流排了。前期在學裸板的時候，MMU 是關閉的，我們直接訪問的就是實體地址。
b>.MMU
1.MMU 內有一段快取，存放的是用過的頁表的，
2.頁表的每一個條目（32位，armA8以前的都是，armA9、armA15等為了使用大記憶體擴寬了）都在一定範圍內對應一個虛擬地址和實體地址的對應關係
MMU 是通過實體地址訪問頁表的位置的（即找到基地址）
CP15 可用於開關 MMU，其中的 C2 暫存器記憶體放著頁表的基地之
訪問虛擬地址的時候， MMU 根據 C2裡的基地址找到頁表的位置，再根據基地址找到相應的條目，找到虛擬地址和實體地址的對應關係
c>.arm1176 手冊的 464 頁的圖就是一個頁表的放大圖，此圖的上面是低地址，下面是高地址
這些條目就最後兩位的不同，有 4 中情況：
<1>.00 --- 非法的；此類條目是不能用的，每個程序都會有 4G 的虛擬記憶體，但不是全部的都會被對映，沒對映的記憶體就是這一類，主要訪問這類記憶體就會出現段錯誤，
<2>.01 --- 頁對映；對應有二級頁表；通過一級頁表的31 ～ 20 位找到找到最後兩位是 01 的條目，通過一級頁表的 31 ～ 10 位找到二級頁表的基地址，再根據 19 ～ 12 位作為二級頁表的偏移，找到二級頁表中對應的相應的條目，二級頁表的條目根據最後兩位也有 4 種情況：
（1）00 --- 非法的。與一級頁表的相同
（2）01 --- 64K 大頁對映。通過二級頁表的31 ～ 16 位作為基地址，知道某個大頁的基地址，然後 15 ～ 0 位做偏移找到相對應的條目，得到實體地址
（3）1x --- 4K 小頁對映。通過二級頁表的31 ～ 12 位作為基地址，知道某個大頁的基地址，然後 11 ～ 0 位做偏移找到相對應的條目，得到實體地址
<3>.10 --- （bit（18） = 0）普通段對映；普通段對映，1M實體記憶體; 使用虛擬地址的前12位，做偏移。若找到段對映條目，把頁表的31 ～ 20 位拿出，以段對齊，後20 位補 0，找到段，再將虛擬地址的後20位在段內做偏移，找到一個字，就是對應的實體地址；
<4>.10 --- （bit（18） = 1）超級段對映，16M實體記憶體；超級段對映方法相同與上面相同
d>.例子：根據對映關係舉個例子，普通段對映eg：虛擬地址：0x12345678,實體地址：0x56000000 ~ 0x57000000
通過 123 做偏移找到的條目中前 12 位放 560, 對映到實體地址前12位560,後面以 0 補齊，就找到段的起始位置；
後20位做段內偏移，找到對應的字
e>.例子：二級頁表；例如虛擬地址是0x12345000 找到0x56001000；
一級頁表從51000000開始
二級頁表從50000000開始
則在二級頁表的第0x45個位置 尾部寫10，然後把0x56001放到前31到10位上，二級頁表完成
把一級頁表的第123位，尾部寫01，寫上二級頁表起始地址0x50000000的前20位寫進去，一級頁表完成
4、
虛擬記憶體 實體記憶體
4G ———————— ————————————
間接/動態 對映區 HIGH
—————————
直接/靜態 對映區 ———————————— 896M
3G ———————— 0xc00000000 NORMAL
———————————— 16M
DMA
0 ————————
———————————— 0M
核心一啟動，只會對映直接區，直接對映區是對映到DMA 和 NORMAL 記憶體處，即低896M記憶體了；這種對映叫做平坦對映
核心剛啟動的時候 HIGH 是不能訪問的
直接對映區會根據你的實體記憶體的大小變化，最大是 896M；剩下的都是間接對映區
HIGH記憶體一般通過 ioremap 對映到間接對映區；因為間接對映區地址有限，對映完一定要通過 iounmap 釋放
5、buddy 記憶體管理子系統：
buddy上掛載了55條連結串列，分成11組（0 ~ 10），每組5條，每條連結串列上掛載的是5種不同的記憶體，5種類型的頁：
MIGRATE_UNMOVABLE 0 -- 不可移動的頁；啟動規定好的，系統工作相關的
MIGRATE_RECLAIMABLE 1 -- 啟動規定好的；系統工作相關的
MIGRATE_MOVABLE 2 -- 可移動的頁；對映檔案的都是可移動的，當核心想得到連續的記憶體，需要移動檔案所佔的實體記憶體，核心自動更改頁表位置和對映關係，對程式不會產生影響
MIGRATE_PCPTYPES 3 -- 沒用
MIGRATE_RESERVE 3 -- 沒用
MIGRATE_ISOLATE 4 -- 沒用
MIGRATE_TYPES 5 -- 沒用
buddy子系統是基於MMU的，是管理記憶體子系統最底層的一層，每一組所掛的連結串列的節點大小等於 2 的組號次冪 乘以 4K(頁的大小)，即 2^（組號） * 4K;
由上可知， buddy 分配連續的最大物理空間是 4M，可以通過修改結構體 struct zone 中的 MAX_ARDER 的值增加組個數
buddy子系統掛載的永遠都是空閒的記憶體；申請記憶體時，按照大小是層0組開始一層層的向上的，不夠向上層借；釋放內層時一樣，若是連續記憶體，大小達到上層要求，就會掛載到上層，一層層的往上
優點：能最大限度的保證有連續的記憶體
缺點：分配方法粗糙，操作範圍最小為 4K，會造成記憶體浪費
buddy子系統常用函式：
alloc_pages() 申請連續的頁，實體地址連續；
釋放用 __free_pages()
alloc_page() 申請一頁；
釋放用 __free_page()
__get_free_pages() 與 alloc_pages() 函式沒什麼區別；
釋放用 free_pages()
__get_free_page() 與 alloc_page() 函式沒什麼區別；
釋放用 free_page()
注：不建議在 buddy 中拿記憶體
6、slab 子系統
基於 buddy 子系統的一層子系統
slab 從buddy子系統中申請的記憶體分成兩類，通用記憶體、專用記憶體：
通用記憶體：
可以訪問到位元組
申請記憶體函式：
< 一下函式帶 z 只是會把申請的記憶體刷成 0 >
kmalloc() / kzalloc()：所申請的記憶體虛擬地址和實體地址都是連續的，一般最大 4M
釋放用 kfree()
vmalloc() / vzalloc()：申請大記憶體，虛擬地址一定連續，實體地址可能不連續
釋放用 vfree()
vmalloc / vzalloc 需要自己的標頭檔案 <linux/vmalloc.h>
申請優先從高階記憶體（HIGH）分配記憶體，高階記憶體沒有時再取低端記憶體
專用記憶體：
可用於程序、網路、...
用於程序：會提前建立好程序結構體 task_struct ，用就拿，不用送回
用於網路：會提前建立號快取 sk_buff，用就拿，不用送回
建立快取記憶體：kmem_cache_create()
建立一次會有 n 個，大於 n 時，核心會自動再分配 n 個(不同的核心 n 的大小不定)
拿從快取記憶體：kmem_cache_alloc()
放回快取記憶體：kmem_cache_free()
銷燬快取記憶體：kmem_cache_destory()
優先把快取記憶體放到硬體cache中
每一個快取記憶體對應於一個結構體 struct kmem_cache,自己建立頁需要先建立這麼一個結構體,可以通過 kmem_cache 的個數來判斷快取記憶體的個數
kmem_cache_creat("name", size，align，flags， ctor)
name:你的快取記憶體的名字
size：每個元素的大小
align：0；無用是就填 0
flags：對其方式；因為快取記憶體會被快取到硬體cache中，所以以硬體cache行的方式對其最快
ctor：函式指標；會產生 n 個結構體，這個函式會被呼叫n次，這個函式可自己寫，可以用於初始化結構體內某些有規律的成員
7.dma 一致性記憶體
注意與 SCU（一致性硬體）的區分
一致性硬體：
SCU可以保證一級cash的一致性
cache分為資料cache和指令cache，
ddr把東西放到cache，arm再從cache拿
音效卡放音樂的時候，cpu需要把資料寫道cache，然後cache資料拿到ddr，dma再從ddr中取資料放到pcmdata，再音效卡播放
要求實時性很強，arm 中的資料一到 cache 中，就立刻需要同步到 DDR（記憶體）中，DMA會不斷從記憶體中讀取資料，這就叫一致性記憶體
分配一致性記憶體：dma_alloc_coherent() / dam_zalloc_coherent() < z 清零 >
包含在標頭檔案<linux/dma-mapping.h>
釋放一致性記憶體：dma_free_coherent()
DMA 使用的一般都是實體地址，%99.9的可能是這樣的；只有很少很少的一部分，會使用虛擬地址，DMA內部就會帶有一個硬體，能讀取頁表
v = dma_alloc_coherent(struct device *dev, size_t size, dma_addr_t *handle, gfp_t gfp)
引數1：NULL先不需關心
引數2：申請大小
引數3：引用回一個實體地址，這個實體地址可以在配置dma通道的時候用
引數4：GFP_KERNEL
這種方式是放在動態記憶體區（間接對映區）這裡就相當於是映射了一個裝置dma，還有ioremap也是
8、修改頁表：
外設的地址也叫裝置記憶體，一般不會對映到直接對映區
通過函式 ioremap 將實體地址對映到間接對映區，用完就要用 iounmap 函式釋放
包含標頭檔案 <asm/io.h>
ioremap(0x7f008000, 0x1000)
分配地址要以頁對齊，因為底層實現一次是一個頁（4K）
9、綜述：
對映 修改頁表
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dma 一致性記憶體
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slab
1.物理連續 2.物理不連續 3.快取記憶體
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buddy
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MMU
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buddy子系統是核心分配記憶體的基礎，slab從buddy申請記憶體，然後把記憶體告訴通用快取或者專用快取（slab就是聯絡buddy和cache的橋樑），在這裡能呼叫kmalloc和zmalloc和建立快取記憶體，如果cache需要和記憶體同步，就要建立一致性記憶體dma_alloc系列函式，如果在知道實體地址但是不知道虛擬地址的情況下，就需要修改頁表來讓實體地址對映到間接對映區，這些所有的申請空間函式和都對映到動態對映區，其中dma和ioremap相當於添加了一個裝置，即把外部的dma和led等等裝置的實體地址對映到動態記憶體區（間接對映區）
10、函式解析：
kmalloc/kzalloc(20, GPL_KERNEL);
GPL_KERNEL：允許函式睡眠
GPL_ATOMIC：不允許函式睡眠，被打斷就返回出錯
vmalloc(20)
預設傳的就是 GPL_KERNEL，在不允許睡眠的情況下不能使用這個函式
11、不同層次申請、釋放記憶體方法：
程式碼參考 <path>/code/04mm/*
從buffy子系統裡拿
方法1：
建立頁表
alloc_pages可以申請若干個連續的頁
__free_pages()
alloc_page可以申請一個頁
__free_page()
方法2：
建立頁表
__get_free_pages() 申請若干頁
free_pages()
__get_free_page()申請一個頁
free_page()
從slab裡拿
方法3：
建立快取記憶體：
kmem_cache_create()建立快取記憶體
kmem_cache_alloc()申請快取記憶體空間（拿東西）
kmem_cache_free()釋放快取空間（放回去）
kmem_cache_destroy()銷燬快取記憶體
為dma申請
方法4：
建立一致性記憶體
dma_alloc_coherent()分配
dma_zalloc_coherent()//把記憶體裡所有東西都清0
dma_free_coherent()
為對映建立
方法5：
例如知道實體地址 0x72000000 然後用ioremap()做對映（對映到間接對映區）用iounmap()釋放
因為在程式碼裡只能訪問虛擬地址，所以需要把實體地址對映到間接對映區，然後為了不混淆，用的時候對映，不用的時候釋放