DPDK-記憶體管理分析一
前言
《DPDK-大頁記憶體使用分析》中粗略分析了DPDK獲取hugepage配置和記憶體對映的流程,並提到儲存了相關資訊在全域性的memseg陣列中。到此為止,DPDK相關程序就可以像使用普通記憶體一樣使用這些hugepage。但是具體如何使用,還需要進一步的分析DPDK的記憶體管理結構。
另:落筆之前,並未仔細研讀過DPDK Programming Guide中關於記憶體管理的描述。曾粗粗瀏覽過,印象並不深刻,此文全憑個人對DPDK原始碼的理解及猜想寫成,箇中缺漏及謬誤望指正。
DPDK Version: 17.11.2
Date: 2018-06-18, Created by HRG
正文
首先,猜測DPDK的記憶體管理基礎模組就是memzone模組。
在eal.c rte_eal_init()中呼叫了memzone的初始化函式rte_eal_memzone_init() 。
if (rte_eal_memzone_init() < 0) {
rte_eal_init_alert("Cannot init memzone\n");
rte_errno = ENODEV;
return -1;
}
rte_eal_memzone_init()前把memzone clear掉了,最後返回rte_eal_malloc_heap_init()的呼叫結果。
int rte_eal_memzone_init(void) { rte_rwlock_write_lock(&mcfg->mlock); /* delete all zones */ mcfg->memzone_cnt = 0; memset(mcfg->memzone, 0, sizeof(mcfg->memzone)); rte_rwlock_write_unlock(&mcfg->mlock); return rte_eal_malloc_heap_init(); }
我們首先著重看下這個函式最後呼叫的rte_eal_malloc_heap_init(),這裡針對已經整理排序好的所有memseg迴圈呼叫malloc_heap_add_memseg,將memseg新增到全域性的malloc_heaps陣列中去。對於NUMA系統來說,有多少個NUMA節點這個malloc_heaps陣列就有多少個成員,每個成員都管理著對應NUMA節點的memseg。
int rte_eal_malloc_heap_init(void) { for (ms = &mcfg->memseg[0], ms_cnt = 0; (ms_cnt < RTE_MAX_MEMSEG) && (ms->len > 0); ms_cnt++, ms++) { malloc_heap_add_memseg(&mcfg->malloc_heaps[ms->socket_id], ms); } return 0; };
我們來看看這個malloc_heaps結構體細節,其中free_head是一個有13個成員的陣列,此處使用了Linux下的系統庫sys/queue.h進行定義,heap中的free_head對應每一個queue的起點,元素的結構體是malloc_elem。即malloc_heaps下總共有RTE_HEAP_NUM_FREELISTS=13個成員是malloc_elem的佇列。
struct malloc_heap {
rte_spinlock_t lock;
LIST_HEAD(, malloc_elem) free_head[RTE_HEAP_NUM_FREELISTS];
unsigned alloc_count;
size_t total_size;
} __rte_cache_aligned;
對於heap來說,上面每次呼叫malloc_heap_add_memseg時,就會將每個memseg整理成malloc_elem的形式並放到合適的佇列中。每個佇列對應於一定範圍大小的memseg,比如下面這樣的佈局:
* Example element size ranges for a heap with five free lists:
* heap->free_head[0] - (0 , 2^8]
* heap->free_head[1] - (2^8 , 2^10]
* heap->free_head[2] - (2^10 ,2^12]
* heap->free_head[3] - (2^12, 2^14]
* heap->free_head[4] - (2^14, MAX_SIZE]
接下來看malloc_heap_add_memseg()怎麼將memseg整理成malloc_elem。首先取memseg指向的大頁共享記憶體的起始地址和cache line對齊後的結束地址,計算對齊後的memseg長度。然後呼叫malloc_elem_init和malloc_elem_mkend進行初始化,在memseg頭部和尾部填寫相關的指標資訊和cookie,至此,這個memseg就可以用start_elem指標代替了,對應的這塊記憶體就歸屬於這個malloc_elem。最後呼叫malloc_elem_free_list_insert將這個elem插入到合適的heap下的13個佇列之一,具體哪個佇列就要看memseg的長度了。
static void
malloc_heap_add_memseg(struct malloc_heap *heap, struct rte_memseg *ms)
{
/* allocate the memory block headers, one at end, one at start */
struct malloc_elem *start_elem = (struct malloc_elem *)ms->addr;
struct malloc_elem *end_elem = RTE_PTR_ADD(ms->addr,
ms->len - MALLOC_ELEM_OVERHEAD);
end_elem = RTE_PTR_ALIGN_FLOOR(end_elem, RTE_CACHE_LINE_SIZE);
const size_t elem_size = (uintptr_t)end_elem - (uintptr_t)start_elem;
malloc_elem_init(start_elem, heap, ms, elem_size);
malloc_elem_mkend(end_elem, start_elem);
malloc_elem_free_list_insert(start_elem);
heap->total_size += elem_size;
}
我們看看malloc_elem結構體的內容就知道memseg頭部和尾部大概填寫的是什麼內容了。
struct malloc_elem {
struct malloc_heap *heap;
struct malloc_elem *volatile prev; /* points to prev elem in memseg */
LIST_ENTRY(malloc_elem) free_list; /* list of free elements in heap */
const struct rte_memseg *ms;
volatile enum elem_state state;
uint32_t pad;
size_t size;
#ifdef RTE_MALLOC_DEBUG
uint64_t header_cookie; /* Cookie marking start of data */
/* trailer cookie at start + size */
#endif
} __rte_cache_aligned;
通過以上分析,可以得到大概的DPDK記憶體管理結構了:
1、在NUMA系統中,每一個NUMA節點都有對應的heap,當然,非NUMA系統就只有一個heap了。(這個名字取得很好,程式在動態申請記憶體時一般是在程序記憶體結構中的heap中去取的,現在,DPDK自己去管理這些大頁記憶體以供後續程式動態申請,所以也叫做heap)。
2、一個heap對應13個佇列,每個佇列管理著一定大小範圍內的連續的記憶體塊。
3、猜想:程式動態申請記憶體時,將會根據申請的記憶體大小,到對應的heap下的記憶體佇列中尋找相應的空閒態記憶體塊返回給程式;程式free時,將記憶體塊整理好繼續放在佇列中。
為印證以上第3點猜想,繼續研究malloc_heap.c/.h檔案中的其他函式。
首先呼叫find_suitable_element()從heap中尋找合適的queue並返回合適的element。最後呼叫malloc_elem_alloc初始化相關的element。
void *
malloc_heap_alloc(struct malloc_heap *heap,
const char *type __attribute__((unused)), size_t size, unsigned flags,
size_t align, size_t bound)
{
rte_spinlock_lock(&heap->lock);
elem = find_suitable_element(heap, size, flags, align, bound);
if (elem != NULL) {
elem = malloc_elem_alloc(elem, size, align, bound);
heap->alloc_count++;
}
rte_spinlock_unlock(&heap->lock);
return elem == NULL ? NULL : (void *)(&elem[1]);
}
呼叫malloc_elem_free_list_index()確定要在heap的哪個queue中去取elem,這裡注意for迴圈,queue本身idx遞增就表明了queue所管理的記憶體塊長度範圍是遞增的。for迴圈一開始,先找個能容納使用者malloc需求的最小的queue,當這個queue記憶體用盡或者剩下的記憶體不足以滿足時,便往下一個更大的queue找去。
static struct malloc_elem *
find_suitable_element(struct malloc_heap *heap, size_t size,
unsigned flags, size_t align, size_t bound)
{
for (idx = malloc_elem_free_list_index(size);
idx < RTE_HEAP_NUM_FREELISTS; idx++) {
for (elem = LIST_FIRST(&heap->free_head[idx]);
!!elem; elem = LIST_NEXT(elem, free_list)) {
if (malloc_elem_can_hold(elem, size, align, bound)) {
if (check_hugepage_sz(flags, elem->ms->hugepage_sz))
return elem;
}
}
}
}
找到能滿足size和align需求之後,還要怎樣操作elem?因為elem可能是一塊連續的很大的記憶體,遠遠超出使用者需求的size的,因此後面肯定還會繼續處理elem以便更高效地使用elem所代表的記憶體塊。繼續看malloc_elem_alloc這個函式針對這個疑問做了什麼處理。
首先,根據size和align在elem中取對齊後的new elem(這裡可能返回NULL,怎麼沒看到指標安全檢查?),然後計算頭部和尾部剩餘的長度,接著把old elem從heap的queue中remove掉。
struct malloc_elem *new_elem = elem_start_pt(elem, size, align, bound);
const size_t old_elem_size = (uintptr_t)new_elem - (uintptr_t)elem;
const size_t trailer_size = elem->size - old_elem_size - size -
MALLOC_ELEM_OVERHEAD;
elem_free_list_remove(elem);
檢查尾部的長度是否能夠容得下一個elem(包括elem的頭部資訊和最小data長度),足夠大的話就將尾部空間分離出來,並插入到heap合適的queue中。
if (trailer_size > MALLOC_ELEM_OVERHEAD + MIN_DATA_SIZE) {
/* split it, too much free space after elem */
struct malloc_elem *new_free_elem =
RTE_PTR_ADD(new_elem, size + MALLOC_ELEM_OVERHEAD);
split_elem(elem, new_free_elem);
malloc_elem_free_list_insert(new_free_elem);
}
檢查頭部長度也是否能夠容納一個elem,如果太小的話就將old elem的狀態置為ELEM_BUSY,並更新new elem的資訊。
if (old_elem_size < MALLOC_ELEM_OVERHEAD + MIN_DATA_SIZE) {
/* don't split it, pad the element instead */
elem->state = ELEM_BUSY;
elem->pad = old_elem_size;
/* put a dummy header in padding, to point to real element header */
if (elem->pad > 0) { /* pad will be at least 64-bytes, as everything
* is cache-line aligned */
new_elem->pad = elem->pad; //賦這個長度是為了後面找回原elem的起始地址嗎?
new_elem->state = ELEM_PAD;
new_elem->size = elem->size - elem->pad; //減去尾部後的old elem長度減去pad長度,剩下的就是新elem的長度了
set_header(new_elem);
}
return new_elem;
}
如果頭部的長度依然滿足一個elem的長度要求,那不能浪費記憶體,把頭部分離出來並插入到合適的heap的queue中去。至此,new elem已經準備好了,將狀態置為busy,返回。
split_elem(elem, new_elem);
new_elem->state = ELEM_BUSY;
malloc_elem_free_list_insert(elem);
return new_elem;