page frame management

ページフレーム管理吉田雅徳

2014/6/28(Sat)

ページフレームの管理

• 目的

• 物理メモリをページフレーム（4KB）の集まりとして管理（割当・解放）

• 異なる種類のメモリを効率的に利用（NUMAノード、メモリゾーン、percpu、など）

アジェンダ• 1. ページフレーム

• 2. NUMA

• 3. メモリゾーン

• 4. ページフレーム割当

• 4.1 ゾーンアロケータ

• 4.2 バディシステム

• 5. ページフレーム解放

1. ページフレーム

x86ページング超概要(1)• Mode

• Real-address mode

• 16bit addressing

• Segmentationによるアドレス変換(Logical→Linear)は常に有効

• Linear address = Physical address

• Protected mode

• 32bit addressing

• Segmentationにおいて保護機構が有効になっている状態を指す

• Pagingのon/offは直交する要素（どちらもアリ）

• IA-32e mode

• Enabled by IA32_EFER msr’s bit8

• 2 sub modes: Compatibility mode(32bit) and 64-bit mode

x86ページング超概要(2)• Address

• Logical address

• カーネルを含むプログラムが直接扱うアドレス(セグメントセレクタ+オフセットからなる(但し普通のプログラムではデフォルトのセグメントセクレタのみを使うので、省略され、あまり意識されない。TLSとかper-cpuとかで%%gfを指定したりはする))

• Segmentationが適用され、Linear addressに変換される

• Linear address

• Pagingがdisabledであれば、Physicalアドレスと同一のものとして扱われる

• Pagingがenabledであれば、Pagingが適用され、Physical addressに変換される

• Physical address

• メモリアドレスバスに対して指定するアドレス

• 必ずしもRAM上の位置に対応するオフセットではない(最終的に当該アドレスが何のデバイスの何の値にマッピングされるかはHW環境次第)

x86ページング超概要(3)• 以降は、IA-32e mode(64-bit sub mode)を前提として説明を進める。

• Pagingとは

• メモリ上に構築されたpage table structureをMMU(Memory Management Unit)が解釈し、Linear→Physicalのアドレス変換、保護制御、キャッシュ制御を実行。

• 上記MMU処理の単位である4KBをページと呼ぶ。但しpage tableの指定により2MB、1GBを1ページとして扱うことも可能。

• ページフレームとは（赤本の定義に準拠）

• 特にRAMについて、領域をページサイズ・ページアラインで区切った時の、各ブロックを「ページフレーム」と呼ぶ。

• すなわち、カーネルが所謂メモリを有限リソースとして管理する際の最低単位。

struct page• ページフレームに一対一で用意され、種々の情報を格納

• ページディスクリプタとも(赤本などでは)呼ばれる

• (有名な話だが)1個のサイズは、キャッシュライン(i7なら64B)に収まるよう保たれており、サイズ拡張は原則論外とされる

• (あまり知られてないと思うが)中身は更にdouble word(64bit環境なら16バイト)x4にアラインするように作られている。これは、slubのコードでcmpxchg_doubleとかいう謎atomic操作を行うため(らしい)

mem_map• 全RAMページフレームに対応するstruct pageを一つの配列に格納したもの。

• 牧歌的な実装・・・#define __pfn_to_page(pfn) ¥ (mem_map + ((pfn) - ARCH_PFN_OFFSET))

• ところが、CONFIG_NUMA+CONFIG_X86_64(というかCONFIG_SPARSEMEM)では、全メモリ統一のmem_mapは存在しない。

sparse memoryでの__pfn_to_page()

• #define __pfn_to_page(pfn) \({ unsigned long __pfn = (pfn); \ struct mem_section *__sec = __pfn_to_section(__pfn); \ __section_mem_map_addr(__sec) + __pfn; \})

• 二段テーブル構造

• 1段目：struct mem_sectionのリスト

• 2段目 : mem_section::section_mem_mapある長さの連続領域(後述するように128MB分)の中のページフレームに対応するミニmem_mapの役割

• sparseな物理メモリレイアウトに対応。

RAM情報の取得• __init memblock_x86_fill()

• 物理メモリ上の何処がRAMにマップされているか特定する関数

• BIOS(e820)から得たRAM領域情報を使い、memblockリストを作成。(E820_RAMまたはE820_RESERVED_KERNなe820entry毎に、memblock_add()を呼び出し)

mem_section(離散型mem_map)の作成

• void __init sparse_memory_present_with_active_regions(int nid){ unsigned long start_pfn, end_pfn; int i, this_nid; for_each_mem_pfn_range(i, nid, &start_pfn, &end_pfn, &this_nid) memory_present(this_nid, start_pfn, end_pfn);}

• for_each_…は前頁で作成したmemblockリストをiterationするもの。memory_present()の中では、memblockを128MB長毎に区切り、それぞれmem_sectionを作成する。

• 128MB = PAGE_SIZE * (2MB / sizeof(struct page))。つまり、一つのmem_sectionが保持するミニmem_mapのサイズがhuge pageに収まるようにしている。

2. NUMA

NUMAって• NUMA(Non-Uniform Memory Architecture)

• CPUからメモリの距離(レイテンシ)が一様でない

• 各CPUと各メモリの全対全に特性が定義される？

• => No.1個以上のCPU群と最大1個の物理メモリレンジからなるnodeを単位として、node間(or同node内)で特性が定義される。

• x86ではACPIから構成情報を取得する。

ACPIからNUMA情報取得• __init initmem_init()

-> __init x86_numa_init() -> __init numa_init(init_func=x86_acpi_numa_init)

• ACPIからNUMA情報を取得

• SRAT(Static Resource Affinity Table)

• SLIT(System Locality Information Table)

• 最終的にstruct pglist_data(pg_data_t)をセットアップ

ACPI SRAT• pxm_to_node_map[MAX_PXM_DOMAINS] node_to_pxm_map[MAX_NUMNODES]

• nodeとACPI proximity domainの双方向マッピング

• LinuxではACPI proximity domainをnodeに抽象化(可搬性：ACPI以外でNUMAサポートしてるアーキがある(多分))

• __apicid_to_node[MAX_LOCAL_APIC]

• APIC ID(=x86アーキ内部でのCPU番号)からnodeへの単方向マッピング

• numa_meminfo

• 物理メモリ範囲(start+end)とnodeの双方向マッピング(この範囲に稠密にRAMがマップされてるとは限らないのでe820情報も使う)

ACPI SLIT• SLIT(System Locality Information Table)

• node(proximity domain)間の距離の情報

• 1byte(0~255)で定義される。

• 0~9=予約済、255=node間アクセス不可

• 10~29: 比較的近い(zone_reclaim対象(後述))

NODE情報の保存

• __init numa_register_memblks()

• ACPI SRAT/SLITから得た情報に基づき、node_data[]を設定

• node_data[]はNUMA_NODE(nid)マクロ経由で使用される、NUMA情報を格納する構造体

CPUとNODEのマッピング• 先ほど、ACPIから得た情報

• __apicid_to_node[MAX_LOCAL_APIC]

• APIC IDからnodeへの単方向マッピング

• だがしかし：Linuxにおけるprocessor ID != ACPI ID

• processor IDとAPIC IDのマッピング

• early_per_cpr(x86_cpu_to_apicid)に格納(別途、APIC周りの初期化処理による)

• 上記2種のテーブルをマージして、最終的に

• per_cpu(node_map, cpu)を設定する。cpu_to_node()ユーティリティ関数で参照

• processor IDからnode IDへのマッピング。

3. メモリゾーン

zoneとは• zoneとは、物理メモリをアドレスによって分類したもの。

• enum zone_type { ZONE_DMA, //<16MB ZONE_DMA32, //<4GB ZONE_NORMAL, //全部 ZONE_HIGHMEM, //x86_64では定義しない ZONE_MOVABLE, //？？？ __MAX_NR_ZONES };

• ZONE_MOVABLEって？

• migrationによるページ移動を許可する領域。デフォルトでは存在しない。カーネルオプション”kernelcore=“で設定(ZONE_NORMALのサイズを設定する。但し=0の場合はZONE_MOVABLEは作られない)

• __GFP_MOVABLEを指定した時のみ、当該ゾーンからページを割当てる。

• Memory hot-removeに必須(movableなメモリのみremove可能)。

NUMAノード毎のzone/zonelist• typedef struct pglist_data { struct zone node_zones[MAX_NR_ZONES]; struct zonelist node_zonelists[MAX_ZONELISTS]; int nr_zones; … };

• node_zones[]

• node配下のzoneのリスト。どのnodeも全てのゾーンを持つ。 (但し、幾つかの又は全てのnodeが空の場合もある)

• node_zonelists[]

• nodeに属すCPUがメモリ割当を実行する際に、割当を試行する対象となるzoneを、試行する順序で並べたもの。

struct zonelist node_zonelists[]

• サイズはCONFIG_NUMAなら2、さもなくば1

• node_zonelists[0]

• 実行中CPUが属すNODEから割当可能な全てのzone(任意のzone)を含むリスト

• node_zonelists[1]

• 実行中CPUが属すNODE内のzoneのみを列挙したリスト(__GFP_THISNODEで使用)

zonelists[0]の順序• zonelists[0]内のzoneの順序はsysctlで変更可能。

• “zone”

• Higher zoneから優先して使う方法。ローカルのZONE_DMA32よりもリモートのZONE_NORMALを先に使う。DMA領域温存を優先するポリシー。

• “node”

• 近傍NUMA nodeから優先して使う方法。局所性を優先するポリシー。

• “default”

• ZONE_DMAとZONE_NORMALのサイズを比較し、“zone”か”node”かを自動的に選択(ZONE_NORMALの割合が十分大きければDMA領域温存を重視して”zone”、小さければ”node”)

zone::watermark[NR_WMARK]• ページ割当時に、フリーページ量に応じて動作変更を行う。3種類ある(min < low < high)。

• WMARK_LOW zonelistの全zoneでフリーページ量がlowを下回ってると、slowpathへ移行。この段階で、kswapdを起床するが、そのページ回収完了は待たずにページ割当を実行(非同期的ページ回収)

• WMARK_MIN minも下回っていると、slowpathの延長で自らページ回収(同期的ページ回収)

• WMARK_HIGH node毎に動作するkswapdは一度起床されると、配下の全zoneのフリーページがhighを超えるまで動作し続ける。

zone::lowmem_reserve[MAX_NR_ZONES]

• どのzoneからメモリ割当の試行を開始するかは、GFPフラグで決まる（大抵はZONE_NORMAL)から。

• 高位zone(e.g. _NORMAL)でのページ割当に失敗して、低位zone(e.g. _DMA32)でページ割当を試行する際に、watermarkに一定量(=reserve)を加算して割当のハードルを上げる。

• z0から割当試行を開始して、z1にfall backしてきた場合、z1->lowmem_reserve[z0]がreserveになる。

• 同じzone_type(e.g. _NORMAL同士)ではreserveは0。

zone_watermark_ok() (watermark判定ロジック)

• 目的：引数で指定したwatermark値とフリーページ量を比較して、割当可否を判定

• 主要な引数：order(割り当てたいページのオーダ数)、mark(判定に使うwatermark値)、alloc_flags(GFP由来のフラグ)

• 処理

1. alloc_flagsに基づきmarkを調整

• ALLOC_HIGH => markを1/2

• ALLOC_HARDER => markを1/4

2. orderサイズのページ割当後のフリーページ総数が、mark+lowmem_reserveを超えているかチェック

3. 更に以下の条件をチェック(フラグメンテーション度合いのチェック)

• オーダが1~MAX_ORDER-1のフリーページ総数がmark>>1を超えているか？

• オーダが2~MAX_ORDER-1のフリーページ総数がmark>>2を超えているか？

• ・・・

• オーダがorder～MAX_ORDER-1のフリーページ総数がmark>>orderを超えているか？

zone::dirty_balance_reserve• 当該zoneにおいて、dirtyにしないメモリ量。全ページから本reserve値を引いた数が、dirtyに出来るページ量の限界値となる。

• max(lowmem_reserve) + high_wmark_pagesで算出 /* * Lowmem reserves are not available to * GFP_HIGHUSER page cache allocations and * kswapd tries to balance zones to their high * watermark. As a result, neither should be * regarded as dirtyable memory, to prevent a * situation where reclaim has to clean pages * in order to balance the zones. */

zone::percpu_drift_mark• マイナーな機能。zone_watermark_ok_safe()でのみ使われる。

• zone_page_state(z, NR_FREE_PAGES)がpercpu_drift_markを下回っていた場合、zone_page_state_snapshot(percpuのNR_FREE_PAGESも加算する)をfree_pagesとして、__zone_watermark_ok()を呼び出す。

• percpu_drift_mark==0の時は無効

• page逼迫時にpercpuのfree pageも動員する、その閾値を決めるものと見なせる。

zone::pageset• 型

• struct per_cpu_pageset __percpu *pageset;

• 各zoneはpercpuのキャッシュを持ち、出来るだけこのキャッシュからページ割当を行う。解放時も最初はこのキャッシュへページを追加。

• ページが余ってくるとバディシステムに戻される。

• CPUキャッシュヒット率を高めることが目的。

zone::free_area[MAX_ORDER]

• zone毎のバディシステム(後述)。

zone::lruvec• zone毎の、ユーザページ(無名メモリorページキャッシュ)の使用頻度順に並べたLRU(Least Recently Used)リスト。ページ回収で使う。

• enum lru_list { " LRU_INACTIVE_ANON = LRU_BASE, " LRU_ACTIVE_ANON = LRU_BASE + LRU_ACTIVE, " LRU_INACTIVE_FILE = LRU_BASE + LRU_FILE, " LRU_ACTIVE_FILE = LRU_BASE + LRU_FILE + LRU_ACTIVE, " LRU_UNEVICTABLE, " NR_LRU_LISTS }; struct lruvec { struct list_head lists[NR_LRU_LISTS]; struct zone_reclaim_stat reclaim_stat; };"

• anon/file及びactive/inactiveを個別に管理している。また、ページ回収対象外の(mlockされてるページなど)を走査対象から外すための独立したリストとしてunevictableリストも管理される。

zone::***_pages• spanned_pages

• 単にzone_end_pfn - zone_start_pfn。 holesもreserved pagesも含む。

• present_pages

• spanned_pagesからholesを除いたもの。reserved pagesは含む

• managed_pages

• presend_pagesからreserved_pagesも除いたもの。

• ページ資源管理の文脈では普通、これをzoneの総ページとして扱うことになる。

4. ページフレーム割当4.1 ゾーンアローケータ 4.2 バディアロケータ

4.1 ゾーンアロケータ

alloc_pages• alloc_pages() -> alloc_pages_current() -> get_task_mempolicy() -> if MPOL_INTERLEAVE: -> alloc_pages_interleave (MPOL_INTERLEAVEポリシーでゾーン選択して割当) -> else: -> __alloc_pages_nodemask() -> 初回get_page_from_freelist() -> for_each_zone_zonelist_nodemaskループ -> 初回はzonelistの中でローカルnode内のzoneから割当を試行 -> もしダメなら、二回目get_page_from_freelist() -> for_each_zone_zonelist_nodemaskループ -> 二回目はzonelistの中のzoneから割当を試行 -> もしダメなら、__alloc_pages_slowpath()

for_each_zone_zonelist_nodemaskループ

!1. zone_dirty_limitを越えてない？

• zone内のdirty page cacheの量に閾値がある。溜めすぎるとflush時にシステム止まるため。

2. zone->watermark(ここではlow)を下回ってない？

• sysctl -w zone_reclaim_mode=1 した場合のみ、zone_reclaim()を実行。でなければこの時点でこのzoneからの割当は諦め

• zone_reclaim()： * Zone reclaim reclaims unmapped file backed pages and * slab pages if we are over the defined limits. * * A small portion of unmapped file backed pages is needed for * file I/O otherwise pages read by file I/O will be immediately * thrown out if the zone is overallocated. So we do not reclaim * if less than a specified percentage of the zone is used by * unmapped file backed pages.

3. OKなら、このzoneのバディアロケータへ進む

__alloc_page_slowpath• 簡単に・・・

1. wake_all_kswapds()

2. if alloc_flags & ALLOC_NO_WATERMARKS: __alloc_pages_high_priority() … 緊急用メモリを使ってページを割当

3. __alloc_pages_direct_compact() CONFIG_COMPACTION is unsetなら何もしない

4. __alloc_pages_direct_reclaim() slow pathの主役っぽい。 try_to_free_pages()してからget_page_from_freelist()を試行

5. __alloc_pages_may_oom() reclaimのprogressが全く無くなった場合に実行する

6. __alloc_pages_direct_compact() 前回は非同期で、今回は同期的に実行（完了を待つ）

Memory policy• Memory policyは、modeとnodemaskで定義される

• mode : MPOL_*** (後述)

• nodemask : mode毎に意味が違うが、基本的には割当に(優先的に)使われるNUMA node群を示すbit mask

• 関連システムコール

• set_mempolicy(2): set memory policy for a process

• mbind(2): set memory policy for a memory range

Memory policy mode• MPOL_PREFERRED

• nodemaskには1つのnodeだけ指定可能。ページ割当時は当該nodeからのアロケーションを試行し、失敗時は近傍のnodeへfallback。

• MPOL_INTERLEAVE

• nodemaskに1つ以上のnodeを指定。ページ割当のたびに、初回にアロケーションを試行するnodeをround-robin。

• MPOL_BIND

• nodemaskに1つ以上のnodeを指定。ページ割当のたびに、node番号昇順にページ割当を試行。nodemask外のnodeに対しては試行しない。

dirty page flush• c.f. sysctl/vm.txt

• 3 triggers

• dirty_background_{bytes,ratio} dirtyメモリがこのバイト数/割合を超えると、background kernel threadがwrite back開始

• dirty_{bytes,ratio}ユーザプロセスのwriteによってこの閾値を超えると、プロセスコンテキストの延長でwrite back開始

• dirty_expire_centisecs, dirty_writeback_centisecsexpire_centisecsを経過すると、ページはoldと見なされる。oldなページは次回のperiodical write back(周期:writeback_centisecs)でwrite backされる。

zone reclaim• c.f. mm/vmscan.c:3686

• /* * Zone reclaim reclaims unmapped file backed pages and * slab pages if we are over the defined limits. * * A small portion of unmapped file backed pages is needed for * file I/O otherwise pages read by file I/O will be immediately * thrown out if the zone is overallocated. So we do not reclaim * if less than a specified percentage of the zone is used by * unmapped file backed pages. */

• 目的は恐らく・・・

• zonelistを走査してフリーメモリを探し、全滅だと__alloc_pages_slowpathに入るわけだけど、その前にlocal zoneで回収可能なページの回収を試みる。局所性維持が狙い。

try_to_free_pages, kswapd, compaction

• ページ回収系については次回以降でお願いします

4.2 バディアロケータ

バディシステム(1)• 赤本既読を前提に一言で済ませると、フリーページのリストを、order毎に分けて管理するもの。(orderとはページフレームが幾つ物理的に連続しているかを2の冪で示したもの。order=nなら2^n個のページが連続)

• higher orderのページはなるべく割り当てないようにして、fragmentationを防ぐ。

バディシステム(2)• 調べきれてないので簡単にポイントだけ

• バディシステムはstruct zone毎に独立して管理される。nodeまたぎやzoneまたぎの連続ページ割当というのはあり得ないということ。

• freelistは、各order×各migrate_typeに作られる。migrate_typeはpage migrationとかCMA(continuous memory allocation)に使われる種別値。まだ理解できてない・・・

• order=0の場合のみ、per-cpu cacheがある。 order=0でのアロケーションが失敗すると、per-cpu cacheを充填した上でページを割り当てる。

• ページは用途に応じてhot or coldがある。これはキャッシュに乗っている可能性が高い/低いことを示すタームで、割当・解放時に、lruの先頭から/へ割当/解放するか、lruの末尾にするかを切り分けることができる。デフォルトでは割当/解放ともhot扱い。

バディアロケータ• get_page_from_freelist()の最後に実行されるbuffered_rmqueue()が本体

• バディシステムからメモリを取ってくる

• 注：watermarkやdirtylimitをクリアしてから実行されるわけだが、ロックは取ってるわけではないので、結局タイミングによっては失敗する可能性あり

buffered_rmqueue()• struct page *buffered_rmqueue(…) { bool cold = ((gfp_flags & __GFP_COLD) != 0); again: if (likely(order == 0)) { " " pcp = &this_cpu_ptr(zone->pageset)->pcp; /* CPU毎 */

" " list = &pcp->lists[migratetype]; /* migrate type毎 */

" " if (list_empty(list)) { " " " /* rmqueue_bulk()でバディシステムから補充 */ " " } " " if (cold) /* hot or cold */ " " " page = list_entry(list->prev, struct page, lru); " " else " " " page = list_entry(list->next, struct page, lru); } else { " " page = __rmqueue(); /* バディシステムから直接取得 */ " } " if (prep_new_page(page, order, gfp_flags)) " " goto again; " return page; }

5. ページフレーム解放

order=0なページ解放• free_hot_cold_page(struct page *page , bool cold)

• per-cpuのキャッシュ(zone::pageset)を取り出し、

• hotページは同キャッシュのLRUリストの先頭に、coldページは同キャッシュのLRUリストの末尾に追加

• per-cpuキャッシュのフリーページが閾値を超えた場合は、バディシステムへページを返す。

order>0なページ解放• free_one_page()

• バディシステムへ指定されたorder分のページを返す

• 同orderリスト内で連続ページが作成出来たら、連結して、zone->free_area[order]からzone->free_area[order+1]へ移動

99. 今後

1. ページ回収

2. プロセス空間

3. スラブ(slub, slab, slob)

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