linux 内存管理之kmalloc、vmalloc、malloc、get_gree_pages的区别

简述：

一、kmalloc和vmalloc是分配的是内核的内存,malloc分配的是用户的内存
二、kmalloc保证分配的内存在物理上是连续的,内存只有在要被DMA访问的时候才须要物理上连续，malloc和vmalloc保证的是在虚拟地址空间上的连续

三、kmalloc能分配的大小有限,vmalloc和malloc能分配的大小相对较大

四、vmalloc比kmalloc要慢。尽 管在某些状况下才须要物理上连续的内存块，可是不少内核代码都用kmalloc来得到内存，而不是vmalloc。这主要是出于性能的考虑。 vmalloc函数为了把物理内存上不连续的页转换为虚拟地址空间上连续的页，必须专门创建页表项。糟糕的是，经过vmalloc得到的页必须一个个地进 行映射，由于它们物理上是不连续的，这就会致使比直接内存映射大得多的TLB抖动，vmalloc仅在不得已时才会用--典型的就是为了得到大块内存时。

 

 

 

详解：

 

【malloc的实现原理】

 

malloc函数的实质体如今， 它有一个将可用的内存块链接为一个长长的列表的所谓空闲链表(全局变量，一个内存块的链表指针)。调用malloc函数时，它沿链接表寻找一个大到足以满 足用户请求所须要的内存块。而后，将该内存块一分为二（一块的大小与用户请求的大小相等，另外一块的大小就是剩下的字节）。接下来，将分配给用户的那块内存 传给用户，并将剩下的那块（若是有的话）返回到链接表上。调用free函数时，它将用户释放的内存块链接到空闲链上。到最后，空闲链会被切成不少的小内存 片断，若是这时用户申请一个大的内存片断，那么空闲链上可能没有能够知足用户要求的片断了。因而，malloc函数请求延时，并开始在空闲链上翻箱倒柜地 检查各内存片断，对它们进行整理，将相邻的小空闲块合并成较大的内存块。  malloc（）在操做系统中的实现    在 C 程序中，屡次使用malloc () 和 free()。不过，您可能没有用一些时间去思考它们在您的操做系统中是如何实现的。本节将向您展现 malloc 和 free 的一个最简化实现的代码，来帮助说明管理内存时都涉及到了哪些事情。   在大部分操做系统中，内存分配由如下两个简单的函数来处理：    void *malloc (long numbytes)：该函数负责分配 numbytes 大小的内存，并返回指向第一个字节的指针。    void free(void *firstbyte)：若是给定一个由先前的 malloc 返回的指针，那么该函数会将分配的空间归还给进程的“空闲空间”。

【kmolloc】

kmalloc是经过cache来实现的, 只不过每次kmalloc的大小不一样, 所以是从不一样的cache中分配.用于kmalloc可分配的内存大小范围在32~131027(128k)字节，而且因为它用 slab分配器来分配内存的，因此，获得的内存大小可能比你申请的要大一些（它向上取2的N次幂整数）。并且若是开启了 CONFIG_LARGE_ALLOCS选项，这个值能够更大，能够达到了32M。

 

 

      对于提供了MMU（存储管理器，辅助操做系统进行内存管理，提供虚实地址转换等硬件支持）的处理器而言，Linux提供了复杂的存储管理系统，使得进程所能访问的内存达到4GB。

      进程的4GB内存空间被人为的分为两个部分--用户空间与内核空间。用户空间地址分布从0到3GB(PAGE_OFFSET，在0x86中它等于0xC0000000)，3GB到4GB为内核空间。

 

      内核空间中，从3G到vmalloc_start这段地址是物理内存映射区域（该区域中包含了内核镜像、物理页框表mem_map等等），好比咱们使用 的 VMware虚拟系统内存是160M，那么3G～3G+160M这片内存就应该映射物理内存。在物理内存映射区以后，就是vmalloc区域。对于 160M的系统而言，vmalloc_start位置应在3G+160M附近（在物理内存映射区与vmalloc_start期间还存在一个8M的gap 来防止跃界），vmalloc_end的位置接近4G(最后位置系统会保留一片128k大小的区域用于专用页面映射)

 

      kmalloc和get_free_page申请的内存位于物理内存映射区域，并且在物理上也是连续的，它们与真实的物理地址只有一个固定的偏移，所以存在较简单的转换关系，virt_to_phys()能够实现内核虚拟地址转化为物理地址：
   #define __pa(x) ((unsigned long)(x)-PAGE_OFFSET)
   extern inline unsigned long virt_to_phys(volatile void * address)
   {
       　return __pa(address);
   }
上面转换过程是将虚拟地址减去3G（PAGE_OFFSET=0XC000000）。

 

与之对应的函数为phys_to_virt()，将内核物理地址转化为虚拟地址：
   #define __va(x) ((void *)((unsigned long)(x)+PAGE_OFFSET))
   extern inline void * phys_to_virt(unsigned long address)
   {
       　return __va(address);
   }
virt_to_phys()和phys_to_virt()都定义在include/asm-i386/io.h中。

 

而vmalloc申请的内存则位于vmalloc_start～vmalloc_end之间，与物理地址没有简单的转换关系，虽然在逻辑上它们也是连续的，可是在物理上它们不要求连续。

 

咱们用下面的程序来演示kmalloc、get_free_page和vmalloc的区别：
#include <linux/module.h>
#include <linux/slab.h>
#include <linux/vmalloc.h>
MODULE_LICENSE("GPL");
unsigned char *pagemem;
unsigned char *kmallocmem;
unsigned char *vmallocmem;

 

int __init mem_module_init(void)
{
//最好每次内存申请都检查申请是否成功
//下面这段仅仅做为演示的代码没有检查
pagemem = (unsigned char*)get_free_page(0);
printk("<1>pagemem addr=%x", pagemem);

 

kmallocmem = (unsigned char*)kmalloc(100, 0);
printk("<1>kmallocmem addr=%x", kmallocmem);

 

vmallocmem = (unsigned char*)vmalloc(1000000);
printk("<1>vmallocmem addr=%x", vmallocmem);

 

return 0;
}

 

void __exit mem_module_exit(void)
{
free_page(pagemem);
kfree(kmallocmem);
vfree(vmallocmem);
}

 

module_init(mem_module_init);
module_exit(mem_module_exit);

 

咱们的系统上有160MB的内存空间，运行一次上述程序，发现pagemem的地址在0xc7997000（约3G+121M）、 kmallocmem 地址在0xc9bc1380（约3G+155M）、vmallocmem的地址在0xcabeb000（约3G+171M）处，符合前文所述的内存布局。

 

 

引用：

http://blog.csdn.net/macrossdzh/article/details/5958368

http://blog.csdn.net/fangjian1204/article/details/39738293?utm_source=tuicool&utm_medium=referral