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:

  1. $ sudo cat /proc/iomem
  2. 00000000-00000fff : reserved
  3. 00001000-0009d7ff : System RAM
  4. 0009d800-0009ffff : reserved
  5. 000a0000-000bffff : PCI Bus 0000:00
  6. 000c0000-000cffff : Video ROM
  7. 000d0000-000d3fff : PCI Bus 0000:00
  8. 000d4000-000d7fff : PCI Bus 0000:00
  9. 000d8000-000dbfff : PCI Bus 0000:00
  10. 000dc000-000dffff : PCI Bus 0000:00
  11. 000e0000-000fffff : reserved
  12. ...
  13. ...
  14. ...

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:

  1. $ sudo cat /proc/ioports
  2. 0000-0cf7 : PCI Bus 0000:00
  3. 0000-001f : dma1
  4. 0020-0021 : pic1
  5. 0040-0043 : timer0
  6. 0050-0053 : timer1
  7. 0060-0060 : keyboard
  8. 0064-0064 : keyboard
  9. 0070-0077 : rtc0
  10. 0080-008f : dma page reg
  11. 00a0-00a1 : pic2
  12. 00c0-00df : dma2
  13. 00f0-00ff : fpu
  14. 00f0-00f0 : PNP0C04:00
  15. 03c0-03df : vga+
  16. 03f8-03ff : serial
  17. 04d0-04d1 : pnp 00:06
  18. 0800-087f : pnp 00:01
  19. 0a00-0a0f : pnp 00:04
  20. 0a20-0a2f : pnp 00:04
  21. 0a30-0a3f : pnp 00:04
  22. ...
  23. ...
  24. ...

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:

  1. #include <stdlib.h>
  2. #include <stdio.h>
  3. struct A {
  4. int a;
  5. };
  6. int main(int argc, char **argv) {
  7. struct A *a = malloc(sizeof(struct A));
  8. printf("a->a = %d\n", a->a);
  9. return 0;
  10. }

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:

  1. 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:

  1. ~$ valgrind --leak-check=yes ./test
  2. ==28469== Memcheck, a memory error detector
  3. ==28469== Copyright (C) 2002-2015, and GNU GPL'd, by Julian Seward et al.
  4. ==28469== Using Valgrind-3.11.0 and LibVEX; rerun with -h for copyright info
  5. ==28469== Command: ./test
  6. ==28469==
  7. ==28469== Conditional jump or move depends on uninitialised value(s)
  8. ==28469== at 0x4E820EA: vfprintf (in /usr/lib64/libc-2.22.so)
  9. ==28469== by 0x4E88D48: printf (in /usr/lib64/libc-2.22.so)
  10. ==28469== by 0x4005B9: main (in /home/alex/test)
  11. ==28469==
  12. ==28469== Use of uninitialised value of size 8
  13. ==28469== at 0x4E7E0BB: _itoa_word (in /usr/lib64/libc-2.22.so)
  14. ==28469== by 0x4E8262F: vfprintf (in /usr/lib64/libc-2.22.so)
  15. ==28469== by 0x4E88D48: printf (in /usr/lib64/libc-2.22.so)
  16. ==28469== by 0x4005B9: main (in /home/alex/test)
  17. ...
  18. ...
  19. ...

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:

  1. Kernel hacking
  2. -> Memory Debugging

kernel configuration menu

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

  1. config X86
  2. ...
  3. ...
  4. ...
  5. select HAVE_ARCH_KMEMCHECK
  6. ...
  7. ...
  8. ...

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:

  1. 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:

kernel configuration menu

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:

  1. static int __init param_kmemcheck(char *str)
  2. {
  3. int val;
  4. int ret;
  5. if (!str)
  6. return -EINVAL;
  7. ret = kstrtoint(str, 0, &val);
  8. if (ret)
  9. return ret;
  10. kmemcheck_enabled = val;
  11. return 0;
  12. }
  13. 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 :

  1. int __init kmemcheck_init(void)
  2. {
  3. ...
  4. ...
  5. ...
  6. }
  7. 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:

  1. if (!kmemcheck_selftest()) {
  2. printk(KERN_INFO "kmemcheck: self-tests failed; disabling\n");
  3. kmemcheck_enabled = 0;
  4. return -EINVAL;
  5. }
  6. printk(KERN_INFO "kmemcheck: Initialized\n");

如果 kmemcheck_init 检测失败,就返回 EINVALkmemcheck_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:

  1. 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:

  1. if (kmemcheck_enabled && !(cachep->flags & SLAB_NOTRACK)) {
  2. kmemcheck_alloc_shadow(page, cachep->gfporder, flags, nodeid);
  3. if (cachep->ctor)
  4. kmemcheck_mark_uninitialized_pages(page, nr_pages);
  5. else
  6. kmemcheck_mark_unallocated_pages(page, nr_pages);
  7. }

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:

  1. void kmemcheck_alloc_shadow(struct page *page, int order, gfp_t flags, int node)
  2. {
  3. struct page *shadow;
  4. shadow = alloc_pages_node(node, flags | __GFP_NOTRACK, order);
  5. for(i = 0; i < pages; ++i)
  6. page[i].shadow = page_address(&shadow[i]);
  7. kmemcheck_hide_pages(page, pages);
  8. }

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:

  1. void kmemcheck_hide_pages(struct page *p, unsigned int n)
  2. {
  3. unsigned int i;
  4. for (i = 0; i < n; ++i) {
  5. unsigned long address;
  6. pte_t *pte;
  7. unsigned int level;
  8. address = (unsigned long) page_address(&p[i]);
  9. pte = lookup_address(address, &level);
  10. BUG_ON(!pte);
  11. BUG_ON(level != PG_LEVEL_4K);
  12. set_pte(pte, __pte(pte_val(*pte) & ~_PAGE_PRESENT));
  13. set_pte(pte, __pte(pte_val(*pte) | _PAGE_HIDDEN));
  14. __flush_tlb_one(address);
  15. }
  16. }

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.cdo_page_fault 函数。该函数开始部分如下:

  1. static noinline void
  2. __do_page_fault(struct pt_regs *regs, unsigned long error_code,
  3. unsigned long address)
  4. {
  5. ...
  6. ...
  7. ...
  8. if (kmemcheck_active(regs))
  9. kmemcheck_hide(regs);
  10. ...
  11. ...
  12. ...
  13. }

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:

  1. bool kmemcheck_active(struct pt_regs *regs)
  2. {
  3. struct kmemcheck_context *data = this_cpu_ptr(&kmemcheck_context);
  4. return data->balance > 0;
  5. }

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:

  1. if (kmemcheck_fault(regs, address, error_code))
  2. 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:

  1. if (regs->flags & X86_VM_MASK)
  2. return false;
  3. if (regs->cs != __KERNEL_CS)
  4. 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:

  1. pte = kmemcheck_pte_lookup(address);
  2. if (!pte)
  3. 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:

  1. static struct kmemcheck_error error_fifo[CONFIG_KMEMCHECK_QUEUE_SIZE];

kmemcheck 声明了一个特殊的 tasklet :

  1. 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。

  1. 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。

  1. if (unlikely(data->balance != 0)) {
  2. kmemcheck_show_all();
  3. kmemcheck_error_save_bug(regs);
  4. data->balance = 0;
  5. return;
  6. }

kmemcheck_show_all 函数会针对每个地址调用 kmemcheck_show_addr

  1. static unsigned int kmemcheck_show_all(void)
  2. {
  3. struct kmemcheck_context *data = this_cpu_ptr(&kmemcheck_context);
  4. unsigned int i;
  5. unsigned int n;
  6. n = 0;
  7. for (i = 0; i < data->n_addrs; ++i)
  8. n += kmemcheck_show_addr(data->addr[i]);
  9. return n;
  10. }

kmemcheck_show_addr 函数内容如下:

  1. int kmemcheck_show_addr(unsigned long address)
  2. {
  3. pte_t *pte;
  4. pte = kmemcheck_pte_lookup(address);
  5. if (!pte)
  6. return 0;
  7. set_pte(pte, __pte(pte_val(*pte) | _PAGE_PRESENT));
  8. __flush_tlb_one(address);
  9. return 1;
  10. }

在函数 kmemcheck_show 的结尾处会设置 TF 标记:

  1. if (!(regs->flags & X86_EFLAGS_TF))
  2. 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.

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