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Linux内核内存管理 第三节
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内核中 kmemcheck 介绍
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Linux内存管理 [章节](https://0xax.gitbooks.io/linux-insides/content/mm/) 描述了Linux内核中 [内存管理](https://en.wikipedia.org/wiki/Memory_management)；本小节是第三部分。 在本章[第二节](https://0xax.gitbooks.io/linux-insides/content/mm/linux-mm-2.html)中我们遇到了两个与内存管理相关的概念：
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* `固定映射地址`;
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* `输入输出重映射`.
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固定映射地址代表[虚拟内存](https://en.wikipedia.org/wiki/Virtual_memory)中的一类特殊区域， 这类地址的物理映射地址是在[编译](https://en.wikipedia.org/wiki/Compile_time)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。
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例如，查看`/proc/iomem`命令的输出：
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```
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$ sudo cat /proc/iomem
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00000000-00000fff : reserved
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00001000-0009d7ff : System RAM
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0009d800-0009ffff : reserved
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000a0000-000bffff : PCI Bus 0000:00
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000c0000-000cffff : Video ROM
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000d0000-000d3fff : PCI Bus 0000:00
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000d4000-000d7fff : PCI Bus 0000:00
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000d8000-000dbfff : PCI Bus 0000:00
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000dc000-000dffff : PCI Bus 0000:00
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000e0000-000fffff : reserved
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...
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...
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...
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```
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可以看到系统中每个物理设备对应的内存映射区域。上述输出信息第一列表示各类型内存使用的内存寄存器。第二列展示了内存寄存器所包含的各种类型的内存。再例如：
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```
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$ sudo cat /proc/ioports
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0000-0cf7 : PCI Bus 0000:00
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0000-001f : dma1
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0020-0021 : pic1
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0040-0043 : timer0
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0050-0053 : timer1
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0060-0060 : keyboard
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0064-0064 : keyboard
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0070-0077 : rtc0
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0080-008f : dma page reg
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00a0-00a1 : pic2
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00c0-00df : dma2
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00f0-00ff : fpu
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00f0-00f0 : PNP0C04:00
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03c0-03df : vga+
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03f8-03ff : serial
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04d0-04d1 : pnp 00:06
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0800-087f : pnp 00:01
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0a00-0a0f : pnp 00:04
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0a20-0a2f : pnp 00:04
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0a30-0a3f : pnp 00:04
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...
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...
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...
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```
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该命令列出了系统中所有设备注册的输入输出端口。内核不能直接访问设备的输入/输出地址。所以在内核能够使用这些内存之前，内核必须将这些地址映射到虚拟地址空间，这就是输入输出内存映射机制的主要目的。在前面[第二节](https://0xax.gitbooks.io/linux-insides/content/mm/linux-mm-2.html)中只介绍了早期的输入输出重映射。很快我们就要来看一看非早期输入输出重映射的实现机制。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。
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所以，在进入Linux内核非早期的[内存管理](https://en.wikipedia.org/wiki/Memory_management)之前，我们要看一些提供特殊功能的机制，例如[调试](https://en.wikipedia.org/wiki/Debugging)，检查[内存泄漏](https://en.wikipedia.org/wiki/Memory_leak)，内存控制等等。学习这些内容有助于我们理解Linux内核中内存管理机制。
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从本节的标题中，你可能已经看出来，我们会从 [kmemcheck](https://www.kernel.org/doc/Documentation/kmemcheck.txt)开始了解内存机制。和前面的[章节](https://0xax.gitbooks.io/linux-insides/content/)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。
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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](https://en.wikipedia.org/wiki/C_%28programming_language%29)程序：
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#include <stdlib.h>
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#include <stdio.h>
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struct A {
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int a;
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};
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int main(int argc, char **argv) {
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struct A *a = malloc(sizeof(struct A));
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printf("a->a = %d\n", a->a);
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return 0;
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}
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```
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在上面的程序中我们给结构体`A`分配了内存，然后我们尝试打印该结构体的成员`a`。如果我们不使用其他选项来编译该程序：
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gcc test.c -o test
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[编译器](https://en.wikipedia.org/wiki/GNU_Compiler_Collection)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](https://en.wikipedia.org/wiki/Valgrind)来运行该程序，我们会看到如下输出：
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```
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~$ valgrind --leak-check=yes ./test
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==28469== Memcheck, a memory error detector
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==28469== Copyright (C) 2002-2015, and GNU GPL'd, by Julian Seward et al.
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==28469== Using Valgrind-3.11.0 and LibVEX; rerun with -h for copyright info
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==28469== Command: ./test
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==28469==
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==28469== Conditional jump or move depends on uninitialised value(s)
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==28469== at 0x4E820EA: vfprintf (in /usr/lib64/libc-2.22.so)
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==28469== by 0x4E88D48: printf (in /usr/lib64/libc-2.22.so)
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==28469== by 0x4005B9: main (in /home/alex/test)
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==28469==
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==28469== Use of uninitialised value of size 8
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==28469== at 0x4E7E0BB: _itoa_word (in /usr/lib64/libc-2.22.so)
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==28469== by 0x4E8262F: vfprintf (in /usr/lib64/libc-2.22.so)
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==28469== by 0x4E88D48: printf (in /usr/lib64/libc-2.22.so)
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==28469== by 0x4005B9: main (in /home/alex/test)
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...
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...
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...
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```
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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。
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要想在内核启用该机制，配置内核时在内核选项菜单要使能`CONFIG_KMEMCHECK`选项：
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Kernel hacking
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-> Memory Debugging
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我们不仅可以在内核中使能`kmemcheck`机制，它还提供了一些配置选项。我们可以在本小节的下一个段落中看到所有的选项。最后一个需要注意的是，`kmemcheck` 仅在 [x86_64](https://en.wikipedia.org/wiki/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](https://github.com/torvalds/linux/blob/master/arch/x86/Kconfig)：
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config X86
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...
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...
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...
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select HAVE_ARCH_KMEMCHECK
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...
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...
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...
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```
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因此，对于其他的体系结构来说，`kmemcheck` 功能是不存在的。
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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：
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struct my_struct *my_struct = kmalloc(sizeof(struct my_struct), GFP_KERNEL);
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或者换句话说，在进程访问[page](https://en.wikipedia.org/wiki/Page_%28computer_memory%29)时发生了[缺页中断](https://en.wikipedia.org/wiki/Page_fault)。`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](https://0xax.gitbooks.io/linux-insides/content/Theory/Paging.html)）。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`存在`，然后异常处理程序得到控制权继续执行下去。 这里的处理方式比较巧妙。异常处理程序第一条指令执行时，`kmemcheck`会标记内存页为`不存在`，按照这种方式，下一个对内存页的访问也会被捕获。
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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。
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`kmemcheck`机制在Linux内核中的实现方式
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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](https://github.com/torvalds/linux/blob/master/mm/kmemcheck.c)；第二部分 [x86_64](https://en.wikipedia.org/wiki/X86-64)架构相关的部分位于目录[arch/x86/mm/kmemcheck](https://github.com/torvalds/linux/tree/master/arch/x86/mm/kmemcheck)中。
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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：
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* kmemcheck=0 (disabled)
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* kmemcheck=1 (enabled)
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* kmemcheck=2 (one-shot mode)
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前面两个值得含义很明确，但是最后一个需要一点解释。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：
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从Linux初始化过程章节的第七节[part](https://0xax.gitbooks.io/linux-insides/content/Initialization/linux-initialization-7.html)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](https://github.com/torvalds/linux/blob/master/mm/kmemcheck.c)中有一个函数 `param_kmemcheck`，该函数在command line解析时就会用到:
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```
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static int __init param_kmemcheck(char *str)
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{
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int val;
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int ret;
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if (!str)
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return -EINVAL;
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ret = kstrtoint(str, 0, &val);
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if (ret)
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return ret;
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kmemcheck_enabled = val;
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return 0;
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}
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early_param("kmemcheck", param_kmemcheck);
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```
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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`。
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第二阶段在内核初始化阶段执行，但不是在早期初始化过程 [initcalls](https://0xax.gitbooks.io/linux-insides/content/Concepts/initcall.html)。第二阶断的过程体现 `kmemcheck_init`: `kmemcheck_init`:
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```
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int __init kmemcheck_init(void)
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{
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...
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...
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...
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}
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early_initcall(kmemcheck_init);
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```
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`kmemcheck_init`的主要目的就是调用 `kmemcheck_selftest` 函数，并检查它的返回值：
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```
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if (!kmemcheck_selftest()) {
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printk(KERN_INFO "kmemcheck: self-tests failed; disabling\n");
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kmemcheck_enabled = 0;
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return -EINVAL;
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}
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printk(KERN_INFO "kmemcheck: Initialized\n");
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```
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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](https://en.wikipedia.org/wiki/Opcode)（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`。
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如果如下代码被调用:
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```
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struct my_struct *my_struct = kmalloc(sizeof(struct my_struct), GFP_KERNEL);
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```
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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](https://github.com/torvalds/linux/blob/master/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](https://en.wikipedia.org/wiki/Paging)。在该函数的结尾处有如下代码：
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if (kmemcheck_enabled && !(cachep->flags & SLAB_NOTRACK)) {
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kmemcheck_alloc_shadow(page, cachep->gfporder, flags, nodeid);
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if (cachep->ctor)
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kmemcheck_mark_uninitialized_pages(page, nr_pages);
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else
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kmemcheck_mark_unallocated_pages(page, nr_pages);
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}
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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（缓存细节在下面描述），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](https://github.com/torvalds/linux/blob/master/mm/kmemcheck.c)中，其基本内容如下：
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```
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void kmemcheck_alloc_shadow(struct page *page, int order, gfp_t flags, int node)
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{
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struct page *shadow;
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shadow = alloc_pages_node(node, flags | __GFP_NOTRACK, order);
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for(i = 0; i < pages; ++i)
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page[i].shadow = page_address(&shadow[i]);
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kmemcheck_hide_pages(page, pages);
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}
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```
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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](https://github.com/torvalds/linux/tree/master/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：
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```
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void kmemcheck_hide_pages(struct page *p, unsigned int n)
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{
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unsigned int i;
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for (i = 0; i < n; ++i) {
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unsigned long address;
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pte_t *pte;
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unsigned int level;
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address = (unsigned long) page_address(&p[i]);
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pte = lookup_address(address, &level);
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BUG_ON(!pte);
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BUG_ON(level != PG_LEVEL_4K);
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set_pte(pte, __pte(pte_val(*pte) & ~_PAGE_PRESENT));
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set_pte(pte, __pte(pte_val(*pte) | _PAGE_HIDDEN));
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__flush_tlb_one(address);
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}
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}
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```
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||
该函数遍历所有的内存页，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。在最后刷新[translation lookaside buffer](https://en.wikipedia.org/wiki/Translation_lookaside_buffer),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。因为内存页的`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](https://en.wikipedia.org/wiki/Page_fault)。
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||
在Linux内核初始化这章的[第二节](https://0xax.gitbooks.io/linux-insides/content/Initialization/linux-initialization-2.html)介绍过，`缺页中断`处理程序位于[arch/x86/mm/fault.c](https://github.com/torvalds/linux/blob/master/arch/x86/mm/fault.c)的 `do_page_fault`函数中。该函数开始部分如下：
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```
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static noinline void
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__do_page_fault(struct pt_regs *regs, unsigned long error_code,
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unsigned long address)
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{
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||
...
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||
...
|
||
...
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||
if (kmemcheck_active(regs))
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||
kmemcheck_hide(regs);
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||
...
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||
...
|
||
...
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||
}
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```
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||
`kmemcheck_active`函数获取`kmemcheck_context` [per-cpu](https://0xax.gitbooks.io/linux-insides/content/Concepts/per-cpu.html)结构体，并返回该结构体成员`balance`和0的比较结果：
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```
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bool kmemcheck_active(struct pt_regs *regs)
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{
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struct kmemcheck_context *data = this_cpu_ptr(&kmemcheck_context);
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return data->balance > 0;
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}
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```
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`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：
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```
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if (kmemcheck_fault(regs, address, error_code))
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||
return;
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```
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||
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](https://en.wikipedia.org/wiki/FLAGS_register)以确认进程是否处于正常的内核态：
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```
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if (regs->flags & X86_VM_MASK)
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return false;
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if (regs->cs != __KERNEL_CS)
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return false;
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```
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||
如果检测失败，表明这不是`kmemcheck`相关的缺页中断，`kmemcheck_fault`会返回。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:
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```
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pte = kmemcheck_pte_lookup(address);
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if (!pte)
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return false;
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```
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||
`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循环队列中：
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```
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static struct kmemcheck_error error_fifo[CONFIG_KMEMCHECK_QUEUE_SIZE];
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```
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`kmemcheck`声明了一个特殊的 [tasklet](https://0xax.gitbooks.io/linux-insides/content/Interrupts/interrupts-9.html):
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```
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static DECLARE_TASKLET(kmemcheck_tasklet, &do_wakeup, 0);
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```
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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](https://github.com/torvalds/linux/blob/master/arch/x86/mm/kmemcheck/error.c)文件中。
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||
`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。
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```
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||
kmemcheck_show(regs);
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||
```
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||
`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。
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||
```
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|
||
if (unlikely(data->balance != 0)) {
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||
kmemcheck_show_all();
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||
kmemcheck_error_save_bug(regs);
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||
data->balance = 0;
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||
return;
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}
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```
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||
`kmemcheck_show_all`函数会针对每个地址调用`kmemcheck_show_addr`：
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```
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||
static unsigned int kmemcheck_show_all(void)
|
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{
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struct kmemcheck_context *data = this_cpu_ptr(&kmemcheck_context);
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unsigned int i;
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unsigned int n;
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n = 0;
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for (i = 0; i < data->n_addrs; ++i)
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n += kmemcheck_show_addr(data->addr[i]);
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return n;
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}
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```
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`kmemcheck_show_addr`函数内容如下:
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```
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int kmemcheck_show_addr(unsigned long address)
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{
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pte_t *pte;
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pte = kmemcheck_pte_lookup(address);
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if (!pte)
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return 0;
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set_pte(pte, __pte(pte_val(*pte) | _PAGE_PRESENT));
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__flush_tlb_one(address);
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return 1;
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}
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```
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在函数 `kmemcheck_show`的结尾处会设置[TF](https://en.wikipedia.org/wiki/Trap_flag) 标记：
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```
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if (!(regs->flags & X86_EFLAGS_TF))
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data->flags = regs->flags;
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```
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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，处理器在访问指令异常后会进入单步模式，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/手机内存错误信息并显示这些错误信息。
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到这里`kmemcheck`的工作机制就介绍完毕了。
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总结
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Linux内核[内存管理](https://en.wikipedia.org/wiki/Memory_management)第三节介绍到此为止。如果你有任何疑问或者建议，你可以直接发消息给我[0xAX](https://twitter.com/0xAX), 给我发[邮件](anotherworldofworld@gmail.com)，或者创建一个[issue](https://github.com/0xAX/linux-insides/issues/new). 在接下来的小节中，我们来看一下另一个内存调试工具 - `kmemleak`。
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**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](https://github.com/0xAX/linux-insides).**
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Links
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* [memory management](https://en.wikipedia.org/wiki/Memory_management)
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* [debugging](https://en.wikipedia.org/wiki/Debugging)
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* [memory leaks](https://en.wikipedia.org/wiki/Memory_leak)
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* [kmemcheck documentation](https://www.kernel.org/doc/Documentation/kmemcheck.txt)
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* [valgrind](https://en.wikipedia.org/wiki/Valgrind)
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* [paging](https://0xax.gitbooks.io/linux-insides/content/Theory/Paging.html)
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* [page fault](https://en.wikipedia.org/wiki/Page_fault)
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* [initcalls](https://0xax.gitbooks.io/linux-insides/content/Concepts/initcall.html)
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* [opcode](https://en.wikipedia.org/wiki/Opcode)
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* [translation lookaside buffer](https://en.wikipedia.org/wiki/Translation_lookaside_buffer)
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* [per-cpu variables](https://0xax.gitbooks.io/linux-insides/content/Concepts/per-cpu.html)
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* [flags register](https://en.wikipedia.org/wiki/FLAGS_register)
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* [tasklet](https://0xax.gitbooks.io/linux-insides/content/Interrupts/interrupts-9.html)
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* [Paging](http://0xax.gitbooks.io/linux-insides/content/Theory/Paging.html)
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* [Previous part](https://0xax.gitbooks.io/linux-insides/content/mm/linux-mm-2.html)
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