Linux内核内存管理 第三节
内核中 kmemcheck 介绍
Linux内存管理章节描述了Linux内核中内存管理;本小节是第三部分。 在本章第二节中我们遇到了两个与内存管理相关的概念:
固定映射地址
;输入输出重映射
.
固定映射地址代表虚拟内存中的一类特殊区域, 这类地址的物理映射地址是在编译期间计算出来的。输入输出重映射表示把输入/输出相关的内存映射到虚拟内存。
例如,查看/proc/iomem
命令:
$ sudo cat /proc/iomem
00000000-00000fff : reserved
00001000-0009d7ff : System RAM
0009d800-0009ffff : reserved
000a0000-000bffff : PCI Bus 0000:00
000c0000-000cffff : Video ROM
000d0000-000d3fff : PCI Bus 0000:00
000d4000-000d7fff : PCI Bus 0000:00
000d8000-000dbfff : PCI Bus 0000:00
000dc000-000dffff : PCI Bus 0000:00
000e0000-000fffff : reserved
...
...
...
iomem
命令的输出显示了系统中每个物理设备所映射的内存区域。第一列为物理设备分配的内存区域,第二列为对应的各种不同类型的物理设备。再例如:
$ sudo cat /proc/ioports
0000-0cf7 : PCI Bus 0000:00
0000-001f : dma1
0020-0021 : pic1
0040-0043 : timer0
0050-0053 : timer1
0060-0060 : keyboard
0064-0064 : keyboard
0070-0077 : rtc0
0080-008f : dma page reg
00a0-00a1 : pic2
00c0-00df : dma2
00f0-00ff : fpu
00f0-00f0 : PNP0C04:00
03c0-03df : vga+
03f8-03ff : serial
04d0-04d1 : pnp 00:06
0800-087f : pnp 00:01
0a00-0a0f : pnp 00:04
0a20-0a2f : pnp 00:04
0a30-0a3f : pnp 00:04
...
...
...
ioports
的输出列出了系统中物理设备所注册的各种类型的I/O端口。内核不能直接访问设备的输入/输出地址。在内核能够使用这些内存之前,必须将这些地址映射到虚拟地址空间,这就是io remap
机制的主要目的。在前面第二节中只介绍了早期的 io remap
。很快我们就要来看一看常规的 io remap
实现机制。但在此之前,我们需要学习一些其他的知识,例如不同类型的内存分配器等,不然的话我们很难理解该机制。
在进入Linux内核常规期的内存管理之前,我们要看一些特殊的内存机制,例如调试,检查内存泄漏,内存控制等等。学习这些内容有助于我们理解Linux内核的内存管理。
从本节的标题中,你可能已经看出来,我们会从kmemcheck开始了解内存机制。和前面的章节一样,我们首先从理论上学习什么是 kmemcheck
,然后再来看Linux内核中是怎么实现这一机制的。
让我们开始吧。Linux内核中的 kmemcheck
到底是什么呢?从该机制的名称上你可能已经猜到, kmemcheck
是检查内存的。你猜的很对。kmemcheck
的主要目的就是用来检查是否有内核代码访问 未初始化的内存
。让我们看一个简单的 C 程序:
#include <stdlib.h>
#include <stdio.h>
struct A {
int a;
};
int main(int argc, char **argv) {
struct A *a = malloc(sizeof(struct A));
printf("a->a = %d\n", a->a);
return 0;
}
在上面的程序中我们给结构体A
分配了内存,然后我们尝试打印它的成员a
。如果我们不使用其他选项来编译该程序:
gcc test.c -o test
编译器不会显示成员 a
未初始化的提示信息。但是如果使用工具valgrind来运行该程序,我们会看到如下输出:
~$ valgrind --leak-check=yes ./test
==28469== Memcheck, a memory error detector
==28469== Copyright (C) 2002-2015, and GNU GPL'd, by Julian Seward et al.
==28469== Using Valgrind-3.11.0 and LibVEX; rerun with -h for copyright info
==28469== Command: ./test
==28469==
==28469== Conditional jump or move depends on uninitialised value(s)
==28469== at 0x4E820EA: vfprintf (in /usr/lib64/libc-2.22.so)
==28469== by 0x4E88D48: printf (in /usr/lib64/libc-2.22.so)
==28469== by 0x4005B9: main (in /home/alex/test)
==28469==
==28469== Use of uninitialised value of size 8
==28469== at 0x4E7E0BB: _itoa_word (in /usr/lib64/libc-2.22.so)
==28469== by 0x4E8262F: vfprintf (in /usr/lib64/libc-2.22.so)
==28469== by 0x4E88D48: printf (in /usr/lib64/libc-2.22.so)
==28469== by 0x4005B9: main (in /home/alex/test)
...
...
...
实际上 kmemcheck
在内核空间做的事情,和 valgrind
在用户空间做的事情是一样的,都是用来检测未初始化的内存。
要想在内核中启用该机制,需要在配置内核时开启 CONFIG_KMEMCHECK
选项:
Kernel hacking
-> Memory Debugging
kmemcheck
机制还提供了一些内核配置参数,我们可以在下一个段落中看到所有的可选参数。最后一个需要注意的是,kmemcheck
仅在 x86_64 体系中实现了。为了确信这一点,我们可以查看 x86
的内核配置文件 arch/x86/Kconfig:
config X86
...
...
...
select HAVE_ARCH_KMEMCHECK
...
...
...
因此,对于其他的体系结构来说是没有 kmemcheck
功能的。
现在我们知道了 kmemcheck
可以检测内核中未初始化内存
的使用情况,也知道了如何开启这个功能。那么 kmemcheck
是怎么做检测的呢?当内核尝试分配内存时,例如如下一段代码:
struct my_struct *my_struct = kmalloc(sizeof(struct my_struct), GFP_KERNEL);
或者换句话说,在内核访问 page 时会发生缺页中断。这是由于 kmemcheck
将内存页标记为不存在
(关于Linux内存分页的相关信息,你可以参考分页)。如果一个缺页中断
异常发生了,异常处理程序会来处理这个异常,如果异常处理程序检测到内核使能了 kmemcheck
,那么就会将控制权提交给 kmemcheck
来处理;kmemcheck
检查完之后,该内存页会被标记为 present
,然后被中断的程序得以继续执行下去。 这里的处理方式比较巧妙,被中断程序的第一条指令执行时,kmemcheck
又会标记内存页为 not present
,按照这种方式,下一个对内存页的访问也会被捕获。
目前我们只是从理论层面考察了 kmemcheck
,接下来我们看一下Linux内核是怎么来实现该机制的。
kmemcheck
机制在Linux内核中的实现
我们应该已经了解 kmemcheck
是做什么的以及它在Linux内核中的功能,现在是时候看一下它在Linux内核中的实现。 kmemcheck
在内核的实现分为两部分。第一部分是架构无关的部分,位于源码 mm/kmemcheck.c;第二部分 x86_64架构相关的部分位于目录arch/x86/mm/kmemcheck中。
我们先分析该机制的初始化过程。我们已经知道要在内核中使能 kmemcheck
机制,需要开启内核的CONFIG_KMEMCHECK
配置项。除了这个选项,我们还需要给内核command line传递一个 kmemcheck
参数:
- kmemcheck=0 (disabled)
- kmemcheck=1 (enabled)
- kmemcheck=2 (one-shot mode)
前面两个值得含义很明确,但是最后一个需要解释。这个选项会使 kmemcheck
进入一种特殊的模式:在第一次检测到未初始化内存的使用之后,就会关闭 kmemcheck
。实际上该模式是内核的默认选项:
从Linux初始化过程章节的第七节 part 中,我们知道在内核初始化过程中,会在 do_initcall_level
, do_early_param
等函数中解析内核 command line。前面也提到过 kmemcheck
子系统由两部分组成,第一部分启动比较早。在源码 mm/kmemcheck.c 中有一个函数 param_kmemcheck
,该函数在command line解析时就会用到:
static int __init param_kmemcheck(char *str)
{
int val;
int ret;
if (!str)
return -EINVAL;
ret = kstrtoint(str, 0, &val);
if (ret)
return ret;
kmemcheck_enabled = val;
return 0;
}
early_param("kmemcheck", param_kmemcheck);
从前面的介绍我们知道 param_kmemcheck
可能存在三种情况:0
(使能), 1
(禁止) or 2
(一次性)。 param_kmemcheck
的实现很简单:将command line传递的 kmemcheck
参数的值由字符串转换为整数,然后赋值给变量 kmemcheck_enabled
。
第二阶段在内核初始化阶段执行,而不是在早期初始化过程 initcalls 。第二阶断的过程体现在 kmemcheck_init
:
int __init kmemcheck_init(void)
{
...
...
...
}
early_initcall(kmemcheck_init);
kmemcheck_init
的主要目的就是调用 kmemcheck_selftest
函数,并检查它的返回值:
if (!kmemcheck_selftest()) {
printk(KERN_INFO "kmemcheck: self-tests failed; disabling\n");
kmemcheck_enabled = 0;
return -EINVAL;
}
printk(KERN_INFO "kmemcheck: Initialized\n");
如果 kmemcheck_init
检测失败,就返回 EINVAL
。 kmemcheck_selftest
函数会检测内存访问相关的操作码(例如 rep movsb
, movzwq
)的大小。如果检测到的大小的实际大小是一致的,kmemcheck_selftest
返回 true
,否则返回 false
。
如果如下代码被调用:
struct my_struct *my_struct = kmalloc(sizeof(struct my_struct), GFP_KERNEL);
经过一系列的函数调用,kmem_getpages
函数会被调用到,该函数的定义在源码 mm/slab.c 中,该函数的主要功能就是尝试按照指定的参数需求分配内存页。在该函数的结尾处有如下代码:
if (kmemcheck_enabled && !(cachep->flags & SLAB_NOTRACK)) {
kmemcheck_alloc_shadow(page, cachep->gfporder, flags, nodeid);
if (cachep->ctor)
kmemcheck_mark_uninitialized_pages(page, nr_pages);
else
kmemcheck_mark_unallocated_pages(page, nr_pages);
}
这段代码判断如果 kmemcheck
使能,并且参数中未设置 SLAB_NOTRACK
,那么就给分配的内存页设置 non-present
标记。SLAB_NOTRACK
标记的含义是不跟踪未初始化的内存。另外,如果缓存对象有构造函数(细节在下面描述),所分配的内存页标记为未初始化,否则标记为未分配。kmemcheck_alloc_shadow
函数在源码 mm/kmemcheck.c 中,其基本内容如下:
void kmemcheck_alloc_shadow(struct page *page, int order, gfp_t flags, int node)
{
struct page *shadow;
shadow = alloc_pages_node(node, flags | __GFP_NOTRACK, order);
for(i = 0; i < pages; ++i)
page[i].shadow = page_address(&shadow[i]);
kmemcheck_hide_pages(page, pages);
}
首先为 shadow bits 分配内存,并为内存页设置 shadow 位。如果内存页设置了该标记,就意味着 kmemcheck
会跟踪这个内存页。最后调用 kmemcheck_hide_pages
函数。 kmemcheck_hide_pages
是体系结构相关的函数,其代码在 arch/x86/mm/kmemcheck/kmemcheck.c 源码中。该函数的功能是为指定的内存页设置 non-present
标记。该函数实现如下:
void kmemcheck_hide_pages(struct page *p, unsigned int n)
{
unsigned int i;
for (i = 0; i < n; ++i) {
unsigned long address;
pte_t *pte;
unsigned int level;
address = (unsigned long) page_address(&p[i]);
pte = lookup_address(address, &level);
BUG_ON(!pte);
BUG_ON(level != PG_LEVEL_4K);
set_pte(pte, __pte(pte_val(*pte) & ~_PAGE_PRESENT));
set_pte(pte, __pte(pte_val(*pte) | _PAGE_HIDDEN));
__flush_tlb_one(address);
}
}
该函数遍历参数代表的所有内存页,并尝试获取每个内存页的 页表项
。如果获取成功,清理页表项的present 标记,设置页表项的 hidden 标记。在最后还需要刷新 TLB ,因为有一些内存页已经发生了改变。从这个地方开始,内存页就进入 kmemcheck
的跟踪系统。由于内存页的 present
标记被清除了,一旦 kmalloc
返回了内存地址,并且有代码访问这个地址,就会触发缺页中断。
在Linux内核初始化的第二节介绍过,缺页中断
处理程序是 arch/x86/mm/fault.c 的 do_page_fault
函数。该函数开始部分如下:
static noinline void
__do_page_fault(struct pt_regs *regs, unsigned long error_code,
unsigned long address)
{
...
...
...
if (kmemcheck_active(regs))
kmemcheck_hide(regs);
...
...
...
}
kmemcheck_active
函数获取 kmemcheck_context
per-cpu 结构体,并返回该结构体成员 balance
和0的比较结果:
bool kmemcheck_active(struct pt_regs *regs)
{
struct kmemcheck_context *data = this_cpu_ptr(&kmemcheck_context);
return data->balance > 0;
}
kmemcheck_context
结构体代表 kmemcheck
机制的当前状态。其内部保存了未初始化的地址,地址的数量等信息。其成员 balance
代表了 kmemcheck
的当前状态,换句话说,balance
表示 kmemcheck
是否已经隐藏了内存页。如果 data->balance
大于0, kmemcheck_hide
函数会被调用。这意味着 kmemecheck
已经设置了内存页的 present
标记,但是我们需要再次隐藏内存页以便触发下一次的缺页中断。 kmemcheck_hide
函数会清理内存页的 present
标记,这表示一次 kmemcheck
会话已经完成,新的缺页中断会再次被触发。在第一步,由于 data->balance
值为0,所以 kmemcheck_active
会返回false,所以 kmemcheck_hide
也不会被调用。接下来,我们看 do_page_fault
的下一行代码:
if (kmemcheck_fault(regs, address, error_code))
return;
首先 kmemcheck_fault
函数检查引起错误的真实原因。第一步先检查标记寄存器以确认进程是否处于正常的内核态:
if (regs->flags & X86_VM_MASK)
return false;
if (regs->cs != __KERNEL_CS)
return false;
如果检测失败,表明这不是 kmemcheck
相关的缺页中断,kmemcheck_fault
会返回false。如果检测成功,接下来查找发生异常的地址的页表项
,如果找不到页表项,函数返回false:
pte = kmemcheck_pte_lookup(address);
if (!pte)
return false;
kmemcheck_fault
最后一步是调用 kmemcheck_access
函数,该函数检查对指定内存页的访问,并设置该内存页的present标记。 kmemcheck_access
函数做了大部分工作,它检查引起缺页异常的当前指令,如果检查到了错误,那么会把该错误的上下文保存到环形队列中:
static struct kmemcheck_error error_fifo[CONFIG_KMEMCHECK_QUEUE_SIZE];
kmemcheck
声明了一个特殊的 tasklet :
static DECLARE_TASKLET(kmemcheck_tasklet, &do_wakeup, 0);
该tasklet被调度执行时,会调用 do_wakeup
函数,该函数位于 arch/x86/mm/kmemcheck/error.c 文件中。
do_wakeup
函数调用 kmemcheck_error_recall
函数以便将 kmemcheck
检测到的错误信息输出。
kmemcheck_show(regs);
kmemcheck_fault
函数结束时会调用 kmemcheck_show
函数,该函数会再次设置内存页的present标记。
if (unlikely(data->balance != 0)) {
kmemcheck_show_all();
kmemcheck_error_save_bug(regs);
data->balance = 0;
return;
}
kmemcheck_show_all
函数会针对每个地址调用 kmemcheck_show_addr
:
static unsigned int kmemcheck_show_all(void)
{
struct kmemcheck_context *data = this_cpu_ptr(&kmemcheck_context);
unsigned int i;
unsigned int n;
n = 0;
for (i = 0; i < data->n_addrs; ++i)
n += kmemcheck_show_addr(data->addr[i]);
return n;
}
kmemcheck_show_addr
函数内容如下:
int kmemcheck_show_addr(unsigned long address)
{
pte_t *pte;
pte = kmemcheck_pte_lookup(address);
if (!pte)
return 0;
set_pte(pte, __pte(pte_val(*pte) | _PAGE_PRESENT));
__flush_tlb_one(address);
return 1;
}
在函数 kmemcheck_show
的结尾处会设置 TF 标记:
if (!(regs->flags & X86_EFLAGS_TF))
data->flags = regs->flags;
我们之所以这么处理,是因为我们在内存页的缺页中断处理完后需要再次隐藏内存页。当 TF
标记被设置后,处理器在执行被中断程序的第一条指令时会进入单步模式,这会触发 debug
异常。从这个地方开始,内存页会被隐藏起来,执行流程继续。由于内存页不可见,那么访问内存页的时候又会触发缺页中断,然后kmemcheck
就有机会继续检测/收集并显示内存错误信息。
到这里 kmemcheck
的工作机制就介绍完毕了。
结束语
Linux内核内存管理第三节介绍到此为止。如果你有任何疑问或者建议,你可以直接给我0xAX发消息, 发邮件,或者创建一个 issue 。 在接下来的小节中,我们来看一下另一个内存调试工具 - kmemleak
。
英文不是我的母语。如果你发现我的英文描述有任何问题,请提交一个PR到 linux-insides.