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这期内容当中丸趣 TV 小编将会给大家带来有关如何实现完全解析 HugePages，文章内容丰富且以专业的角度为大家分析和叙述，阅读完这篇文章希望大家可以有所收获。
本文使用 Linux 内核 2.6.23 版本
HugePages 分配器初始化
在内核初始化时，会调用 hugetlb_init 函数对 HugePages 分配器进行初始化，其实现如下：
static int __init hugetlb_init(void) { unsigned long i; // 1. 初始化空闲大内存页链表 hugepage_freelists, // 内核使用 hugepage_freelists 链表把空闲的大内存页连接起来, // 为了分析简单，我们可以把 MAX_NUMNODES 当成 1 for (i = 0; i MAX_NUMNODES; ++i) INIT_LIST_HEAD(hugepage_freelists[i]); // 2. max_huge_pages 为系统能够使用的大页内存的数量, // 由系统启动项 hugepages 指定, // 这里主要申请大内存页, 并且保存到 hugepage_freelists 链表中. for (i = 0; i max_huge_pages; ++i) { if (!alloc_fresh_huge_page()) break; } max_huge_pages = free_huge_pages = nr_huge_pages = i; return 0; }hugetlb_init 函数主要完成两个工作：
初始化空闲大内存页链表 hugepage_freelists，这个链表保存了系统中能够使用的大内存。
为系统申请空闲的大内存页，并且保存到 hugepage_freelists 链表中。
我们再来分析下 alloc_fresh_huge_page 函数是怎么申请大内存页的，其实现如下：
static int alloc_fresh_huge_page(void) { static int prev_nid; struct page *page; int nid; ... // 1. 申请一个大的物理内存页... page = alloc_pages_node(nid, htlb_alloc_mask|__GFP_COMP|__GFP_NOWARN, HUGETLB_PAGE_ORDER); if (page) { // 2. 设置释放大内存页的回调函数为 free_huge_page set_compound_page_dtor(page, free_huge_page); ... // 3. put_page 函数将会调用上面设置的 free_huge_page 函数把内存页放入到缓存队列中 put_page(page); return 1; } return 0; }所以，alloc_fresh_huge_page 函数主要完成三个工作：
调用 alloc_pages_node 函数申请一个大内存页(2MB)。
设置大内存页的释放回调函数为 free_huge_page，当释放大内存页时，将会调用这个函数进行释放操作。
调用 put_page 函数释放大内存页，其将会调用 free_huge_page 函数进行相关操作。
那么，我们来看看 free_huge_page 函数是怎么释放大内存页的，其实现如下：
static void free_huge_page(struct page *page) { ... enqueue_huge_page(page); // 把大内存页放置到空闲大内存页链表中 ... }free_huge_page 函数主要调用 enqueue_huge_page 函数把大内存页添加到空闲大内存页链表中，其实现如下：
static void enqueue_huge_page(struct page *page) { int nid = page_to_nid(page); // 我们假设这里一定返回 0 // 把大内存页添加到空闲链表 hugepage_freelists 中 list_add(page- lru, hugepage_freelists[nid]); // 增加计数器 free_huge_pages++; free_huge_pages_node[nid]++; }从上面的实现可知，enqueue_huge_page 函数只是简单的把大内存页添加到空闲链表 hugepage_freelists 中，并且增加计数器。
假如我们设置了系统能够使用的大内存页为 100 个，那么空闲大内存页链表 hugepage_freelists 的结构如下图所示：
所以，HugePages 分配器初始化的调用链为：
hugetlb_init() | + mdash; mdash; alloc_fresh_huge_page() | | mdash; mdash; alloc_pages_node() | mdash; mdash; set_compound_page_dtor() + mdash; mdash; put_page() | + mdash; mdash; free_huge_page() | + mdash; mdash; enqueue_huge_page()hugetlbfs 文件系统
为系统准备好空闲的大内存页后，现在来了解下怎样分配大内存页。在《一文读懂 HugePages 的原理》一文中介绍过，要申请大内存页，必须使用 mmap 系统调用把虚拟内存映射到 hugetlbfs 文件系统中的文件中。
免去繁琐的文件系统挂载过程，我们主要来看看当使用 mmap 系统调用把虚拟内存映射到 hugetlbfs 文件系统的文件时会发生什么事情。
每个文件描述符对象都有个 mmap 的方法，此方法会在调用 mmap 函数映射到文件时被触发，我们来看看 hugetlbfs 文件的 mmap 方法所对应的真实函数，如下：
const struct file_operations hugetlbfs_file_operations = { .mmap = hugetlbfs_file_mmap, .fsync = simple_sync_file, .get_unmapped_area = hugetlb_get_unmapped_area, };从上面的代码可以发现，hugetlbfs 文件的 mmap 方法被设置为 hugetlbfs_file_mmap 函数。所以当调用 mmap 函数映射 hugetlbfs 文件时，将会调用 hugetlbfs_file_mmap 函数来处理。
而 hugetlbfs_file_mmap 函数最主要的工作就是把虚拟内存分区对象的 vm_flags 字段添加 VM_HUGETLB 标志位，如下代码：
static int hugetlbfs_file_mmap(struct file *file, struct vm_area_struct *vma) { ... vma- vm_flags |= VM_HUGETLB | VM_RESERVED; // 为虚拟内存分区添加 VM_HUGETLB 标志位 ... return ret; }为虚拟内存分区对象设置 VM_HUGETLB 标志位的作用是：当对虚拟内存分区进行物理内存映射时，会进行特殊的处理，下面将会介绍。
虚拟内存与物理内存映射
使用 mmap 函数映射到 hugetlbfs 文件后，会返回一个虚拟内存地址。当对这个虚拟内存地址进行访问 (读写) 时，由于此虚拟内存地址还没有与物理内存地址进行映射，将会触发 缺页异常，内核会调用 do_page_fault 函数对 缺页异常 进行修复。
我们来看看整个流程，如下图所示：
所以，最终会调用 do_page_fault 函数对 缺页异常 进行修复操作，我们来看看 do_page_fault 做了什么工作，实现如下：
asmlinkage void __kprobes do_page_fault(struct pt_regs *regs, unsigned long error_code) { ... struct mm_struct *mm; struct vm_area_struct *vma; unsigned long address; ... mm = tsk- // 1. 获取当前进程对应的内存管理对象 address = read_cr2(); // 2. 获取触发缺页异常的虚拟内存地址 ... vma = find_vma(mm, address); // 3. 通过虚拟内存地址获取对应的虚拟内存分区对象 ... // 4. 调用 handle_mm_fault 函数对异常进行修复 fault = handle_mm_fault(mm, vma, address, write); ... return; }上面代码对 do_page_fault 进行了精简，精简后主要完成 4 个工作：
获取当前进程对应的内存管理对象。
调用 read_cr2 获取触发缺页异常的虚拟内存地址。
通过触发 缺页异常 的虚拟内存地址获取对应的虚拟内存分区对象。
调用 handle_mm_fault 函数对 缺页异常 进行修复。
我们继续来看看 handle_mm_fault 函数的实现，代码如下：
int handle_mm_fault(struct mm_struct *mm, struct vm_area_struct *vma, unsigned long address, int write_access) { ... if (unlikely(is_vm_hugetlb_page(vma))) // 虚拟内存分区是否需要使用 HugePages return hugetlb_fault(mm, vma, address, write_access); // 如果使用 HugePages, 就调用 hugetlb_fault 进行处理 ... }对 handle_mm_fault 函数进行精简后，逻辑就非常清晰。如果虚拟内存分区使用 HugePages，那么就调用 hugetlb_fault 函数进行处理(由于我们分析使用 HugePages 的情况，所以刚好进入这个分支)。
hugetlb_fault 函数主要对进程的页表进行填充，所以我们先来回顾一下 HugePages 对应的页表结构，如下图：
从上图可以看出，使用 HugePages 后，页中间目录 直接指向物理内存页。所以，hugetlb_fault 函数主要就是对 页中间目录项 进行填充。实现如下：
int hugetlb_fault(struct mm_struct *mm, struct vm_area_struct *vma, unsigned long address, int write_access) { pte_t *ptep; pte_t entry; int ret; ptep = huge_pte_alloc(mm, address); // 1. 找到虚拟内存地址对应的页中间目录项 ... entry = *ptep; if (pte_none(entry)) { // 如果页中间目录项还没进行映射 // 2. 那么调用 hugetlb_no_page 函数进行映射操作 ret = hugetlb_no_page(mm, vma, address, ptep, write_access); ... return ret; } ... }对 hugetlb_fault 函数进行精简后，主要完成两个工作：
通过触发 缺页异常 的虚拟内存地址找到其对应的 页中间目录项。
调用 hugetlb_no_page 函数对 页中间目录项 进行映射操作。
我们再来看看 hugetlb_no_page 函数怎么对 页中间目录项 进行填充：
static int hugetlb_no_page(struct mm_struct *mm, struct vm_area_struct *vma, unsigned long address, pte_t *ptep, int write_access) { ... page = find_lock_page(mapping, idx); if (!page) { ... // 1. 从空闲大内存页链表 hugepage_freelists 中申请一个大内存页 page = alloc_huge_page(vma, address); ... } ... // 2. 通过大内存页的物理地址生成页中间目录项的值 new_pte = make_huge_pte(vma, page, ((vma- vm_flags VM_WRITE) (vma- vm_flags VM_SHARED))); // 3. 设置页中间目录项的值为上面生成的值 set_huge_pte_at(mm, address, ptep, new_pte); ... return ret; }通过对 hugetlb_no_page 函数进行精简后，主要完成 3 个工作：
调用 alloc_huge_page 函数从空闲大内存页链表 hugepage_freelists 中申请一个大内存页。
通过大内存页的物理地址生成页中间目录项的值。
设置页中间目录项的值为上面生成的值。
至此，HugePages 的映射过程已经完成。
还有个问题，就是 CPU 怎么知道 页中间表项 指向的是 页表 还是 大内存页 呢?
这是因为 页中间表项 有个 PSE 的标志位，如果将其设置为 1，那么就表明其指向 大内存页，否则就指向 页表。
上述就是丸趣 TV 小编为大家分享的如何实现完全解析 HugePages 了，如果刚好有类似的疑惑，不妨参照上述分析进行理解。如果想知道更多相关知识，欢迎关注丸趣 TV 行业资讯频道。
