Роберт Лав - Разработка ядра Linux

В ядре определена глобальная переменная, в которой хранится указатель на кэш объектов task_struct:

kmem_cache_t *task_struct_cachep;

Во время инициализации ядра, в функции fork_init(), этот кэш создается следующим образом.

task_struct_cachep = kmem_cache_create("task_struct",

sizeof(struct task_struct), ARCH_MIN_TASKALIGN,

SLAB_PANIC, NULL, NULL);

Данный вызов создает кэш с именем "task_struct", который предназначен для хранения объектов тина struct task_struct. Объекты создаются с начальным смещением в слябе, равным ARCH_MIN_TASKALIGNбайт, и положение всех объектов выравнивается по границам строк системного кэша, значение этого выравнивания зависит от аппаратной платформы. Обычно значение выравнивания задается для каждой аппаратной платформы с помощью определения препроцессора L1_CACHE_BYTES, которое равно размеру процессорного кэша первого уровня в байтах. Конструктор и деструктор отсутствуют. Следует обратить внимание, что возвращаемое значение не проверяется на равенство NULL, поскольку указан флаг SLAB_PANIC. В случае, когда при выделении памяти произошла ошибка, слябовый распределитель памяти вызовет функцию panic(). Если этот флаг не указан, то нужно проверять возвращаемое значение на равенство NULL, что сигнализирует об ошибке. Флаг SLAB_PANICздесь используется потому, что этот каш является необходимым для работы системы (без дескрипторов процессов работать как-то не хорошо).

Каждый раз, когда процесс вызывает функцию fork(), должен создаваться новый дескриптор процесса (вспомните главу 3, "Управление процессами"). Это выполняется следующим образом в функции dup_task_struct(), которая вызывается из функции do_fork().

struct task_struct *tsk;

tsk = kmem_cache_alloc(task struct_cachep, GFP_KERNEL);

if (!tsk)

return NULL;

Когда процесс завершается, если нет порожденных процессов, которые ожидают на завершение родительского процесса, то дескриптор освобождается и возвращается обратно в кэш task_struct_cachep. Эти действия выполняются в функции free_task_struct(), как показано ниже (где параметр tskуказывает на удаляемый дескриптор).

kmem_cache_free(task_struct_cachep, tsk);

Так как дескрипторы процессов принадлежат к основным компонентам ядра и всегда необходимы, то кэш task_struct_cachepникогда не ликвидируется. Если бы он ликвидировался, то делать это необходимо было бы следующим образом.

int err;

err = kmem_cache_destroy(task_struct_cachep);

if (err)

/* ошибка ликвидации кэша */

Достаточно просто, не так ли? Уровень слябового распределения памяти скрывает все низкоуровневые операции, связанные с выравниванием, "раскрашиванием", выделением и освобождением памяти, "сборкой мусора" в случае нехватки памяти. Коли часто необходимо создавать много объектов одного типа, то следует подумать об использовании слябового кэша. И уж точно не нужно писать свою реализацию списка свободных ресурсов!

В пространстве пользователя многие операции выделения памяти, в частности некоторые рассмотренные ранее примеры, могут быть выполнены с использованием стека, потому что априори известен размер выделяемой области памяти. В пространстве пользователя доступна такая роскошь, как очень большой и динамически увеличивающийся стек задачи, однако в режиме ядра такой роскоши нет — стек ядра маленький и фиксирован по размеру. Когда процессу выделяется небольшой и фиксированный по размеру стек, то затраты памяти уменьшаются и ядру нет необходимости выполнять дополнительные функции по управлению памятью.

Размер стека зависит как от аппаратной платформы, так и от конфигурационных параметров, которые были указаны на этапе компиляции. Исторически размер стека ядра был равен двум страницам памяти для каждого процесса. Это соответствует 8 Кбайт для 32-разрядных аппаратных платформ и 16 Кбайт для 64-разрядных аппаратных платформ.

В первых версиях ядер серии 2.6 была введена возможность конфигурации, для которой размер стека ядра равен одной странице памяти. Когда устанавливается такая конфигурация, то процесс получает стек, по размеру равный всего одной странице памяти: 4 Кбайт на 32-разрядных аппаратных платформах и 8 Кбайт — на 64-разрядных. Это сделано по двум причинам. Во-первых это уменьшает затраты памяти на одну страницу для каждого процесса. Во-вторых, что наиболее важно, при увеличении времени работы системы (uptime) становится все тяжелее искать две физически смежные страницы памяти. Физическая память становится все более фрагментированной, и нагрузка на систему управления виртуальной памятью при создании новых процессов становится все более существенной.