linux内核中的内存分配睡眠问题

在linux内核当中，分配内存是常有的事情，许多的内核数据结构都需要动态建立，这就需要分配内存，如果当下没有可用内存的话，内存分配函数是返回 NULL，还是睡眠等待呢？这其实是两种策略，答案也是非常简单，当当前的执行环境不允许睡眠的时候就不能睡眠，比如说中断，当前可以睡眠的时候就可以睡眠等待，比如进程的系统调用或缺页异常处理中，基于以上不同的策略，内核专门为内存分配函数提供了flag参数，它们都是以GFP_打头的参数，可以参考 内核代码。最终都要进入__alloc_pages：

struct page * fastcall __alloc_pages(unsigned int gfp_mask, unsigned int order, struct zonelist *zonelist)

{

const int wait = gfp_mask & __GFP_WAIT;

unsigned long min;

struct zone **zones, *z;

struct page *page;

struct reclaim_state reclaim_state;

struct task_struct *p = current;

int i;

int alloc_type;

int do_retry;

int can_try_harder; //这个can_try_harder很重要，见下面初始化

might_sleep_if(wait);

can_try_harder = (unlikely(rt_task(p)) && !in_interrupt()) || !wait;

zones = zonelist->zones; /* the list of zones suitable for gfp_mask */

if (unlikely(zones[0] == NULL)) {

return NULL;

}

alloc_type = zone_idx(zones[0]);

for (i = 0; (z = zones[i]) != NULL; i++) {

min = z->pages_low + (1protection[alloc_type];

if (z->free_pages

continue;

page = buffered_rmqueue(z, order, gfp_mask);

if (page)

goto got_pg;

}

for (i = 0; (z = zones[i]) != NULL; i++)

wakeup_kswapd(z); //这个wakeup并不能引起进程切换，稍后解释

for (i = 0; (z = zones[i]) != NULL; i++) { //常规分配，逐渐加大强度

min = z->pages_min;

if (gfp_mask & __GFP_HIGH)

min /= 2;

if (can_try_harder) //can_try_harder影响着内存分配是否在本zone进行

min -= min / 4;

min += (1protection[alloc_type];

if (z->free_pages

continue;

page = buffered_rmqueue(z, order, gfp_mask);

if (page)

goto got_pg;

}

if ((p->flags & (PF_MEMALLOC | PF_MEMDIE)) && !in_interrupt()) {//特权分配，没有强度限制

for (i = 0; (z = zones[i]) != NULL; i++) {

page = buffered_rmqueue(z, order, gfp_mask);

if (page)

goto got_pg;

}

goto nopage;

}

if (!wait) //如果不能睡眠等待，比如在中断中，则直接退出此次分配

goto nopage;

rebalance: //平衡内存

p->flags |= PF_MEMALLOC;

reclaim_state.reclaimed_slab = 0;

p->reclaim_state = &reclaim_state;

try_to_free_pages(zones, gfp_mask, order); //这个函数中有显式的睡眠

p->reclaim_state = NULL;

p->flags &= ~PF_MEMALLOC;

for (i = 0; (z = zones[i]) != NULL; i++) {

min = z->pages_min;

if (gfp_mask & __GFP_HIGH)

min /= 2;

if (can_try_harder)

min -= min / 4;

min += (1protection[alloc_type];

if (z->free_pages

continue;

page = buffered_rmqueue(z, order, gfp_mask);

if (page)

goto got_pg;

}

do_retry = 0;

if (!(gfp_mask & __GFP_NORETRY)) {

if ((order

do_retry = 1;

if (gfp_mask & __GFP_NOFAIL)

do_retry = 1;

}

if (do_retry) {

blk_congestion_wait(WRITE, HZ/50);

goto rebalance;

}

nopage:

if (!(gfp_mask & __GFP_NOWARN) && printk_ratelimit()) {

printk(KERN_WARNING "%s: page allocation failure."

" order:%d, mode:0x%x/n",

p->comm, order, gfp_mask);

dump_stack();

}

return NULL;

got_pg:

zone_statistics(zonelist, z);

kernel_map_pages(page, 1

return page;

}

上 述函数中有wakeup_kswapd调用，不管能否睡眠都回调用它，如果你认为它会导致进程切换会导致内存分配进程的睡眠，那么你就大错特错了，wakeup操作只是设置了TF_NEED_RESCHED标志，虽然有了调度请求，可以调度点的验证却无法通过，在中断或原子上下文，进程的 preempt标志为非0，而只有它为0的时候才会通过调度点的验证实际发生进程切换，实际上在中断中会有很多wakeup的发生，很多进程都是在中断中 被wakup的，真正会发生睡眠的是在try_to_free_pages函数中，该函数中可能要调用blk_congestion_wait，而 blk_congestion_wait则会毫不犹豫地进入睡眠，因此页面分配标志中如果没有_GFP_WAIT标志，根本就无法进入 try_to_free_pages，从而也不会睡眠，反之，一旦设置了该标志便会有可能进入睡眠。我们来看看vmalloc函数会不会睡眠：

void *vmalloc(unsigned long size)

{

return __vmalloc(size, GFP_KERNEL | __GFP_HIGHMEM, PAGE_KERNEL);

}

#define GFP_KERNEL (__GFP_WAIT | __GFP_IO | __GFP_FS)

结果很显然，我就不说了，而kmalloc和get_free_pages是可以自己设置标志把握策略的，因此在中断中不要调用vmalloc来分配内存。