大页内存原理
在介绍 HugePages 之前，我们先来回顾一下 Linux 下 虚拟内存 与 物理内存 之间的关系。
物理内存：也就是安装在计算机中的内存条，比如安装了 2GB 大小的内存条，那么物理内存地址的范围就是 0 ~ 2GB。
虚拟内存：虚拟的内存地址。由于 CPU 只能使用物理内存地址，所以需要将虚拟内存地址转换为物理内存地址才能被 CPU 使用，这个转换过程由 MMU（Memory Management Unit，内存管理单元） 来完成。在 32 位的操作系统中，虚拟内存空间大小为 0 ~ 4GB。
我们通过 图1 来描述虚拟内存地址转换成物理内存地址的过程：
如 图1 所示，页表 保存的是虚拟内存地址与物理内存地址的映射关系，MMU 从 页表 中找到虚拟内存地址所映射的物理内存地址，然后把物理内存地址提交给 CPU，这个过程与 Hash 算法相似。
内存映射是以内存页作为单位的，通常情况下，一个内存页的大小为 4KB（如图1所示），所以称为 分页机制。
内存映射
我们来看看在 64 位的 Linux 系统中（英特尔 x64 CPU），虚拟内存地址转换成物理内存地址的过程，如图2：
从图2可以看出，Linux 只使用了 64 位虚拟内存地址的前 48 位（0 ~ 47位），并且 Linux 把这 48 位虚拟内存地址分为 5 个部分，如下：
PGD索引：39 ~ 47 位（共9个位），指定在 页全局目录（PGD，Page Global Directory）中的索引。
PUD索引：30 ~ 38 位（共9个位），指定在 页上级目录（PUD，Page Upper Directory）中的索引。
PMD索引：21 ~ 29 位（共9个位），指定在 页中间目录（PMD，Page Middle Directory）中的索引。
PTE索引：12 ~ 20 位（共9个位），指定在 页表（PT，Page Table）中的索引。
偏移量：0 ~ 11 位（共12个位），指定在物理内存页中的偏移量。
把 图1 中的== 页表== 分为 4 级：页全局目录、页上级目录、页中间目录 和 页表 目的是为了减少内存消耗（思考下为什么可以减少内存消耗）。
注意：页全局目录、页上级目录、页中间目录 和 页表 都占用一个 4KB 大小的物理内存页，由于 64 位内存地址占用 8 个字节，所以一个 4KB 大小的物理内存页可以容纳 512 个 64 位内存地址。
另外，CPU 有个名为 CR3 的寄存器，用于保存 页全局目录 的起始物理内存地址（如图2所示）。所以，虚拟内存地址转换成物理内存地址的过程如下：
从 CR3 寄存器中获取 页全局目录 的物理内存地址，然后以虚拟内存地址的 39 ~ 47 位作为索引，从 页全局目录 中读取到 页上级目录 的物理内存地址。
以虚拟内存地址的 30 ~ 38 位作为索引，从 页上级目录 中读取到 页中间目录 的物理内存地址。
以虚拟内存地址的 21 ~ 29 位作为索引，从 页中间目录 中读取到 页表 的物理内存地址。
以虚拟内存地址的 12 ~ 20 位作为索引，从 页表 中读取到 物理内存页 的物理内存地址。
以虚拟内存地址的 0 ~ 11 位作为 物理内存页 的偏移量，得到最终的物理内存地址。
hugapage 原理
上面介绍了以 4KB 的内存页作为内存映射的单位，但有些场景我们希望使用更大的内存页作为映射单位（如 2MB）。使用更大的内存页作为映射单位有如下好处：
减少 TLB（Translation Lookaside Buffer） 的失效情况。
减少 页表 的内存消耗。
减少 PageFault（缺页中断）的次数。
Tips：TLB 是一块高速缓存，TLB 缓存虚拟内存地址与其映射的物理内存地址。MMU 首先从 TLB 查找内存映射的关系，如果找到就不用回溯查找页表。否则，只能根据虚拟内存地址，去页表中查找其映射的物理内存地址。
因为映射的内存页越大，所需要的 页表 就越小（很容易理解）；页表 越小，TLB 失效的情况就越少。
使用大于 4KB 的内存页作为内存映射单位的机制叫 HugePages，目前 Linux 常用的 HugePages 大小为 2MB 和 1GB，我们以 2MB 大小的内存页作为例子。
要映射更大的内存页，只需要增加偏移量部分，如 图3 所示：
如 图3 所示，现在把偏移量部分扩展到 21 位（页表部分被覆盖了，21 位能够表示的大小范围为 0 ~ 2MB），所以 页中间目录 直接指向映射的 物理内存页地址。
这样，就可以减少 页表 部分的内存消耗。由于内存映射关系变少，所以 TLB 失效的情况也会减少。
hugapages 使用
了解了 HugePages 的原理后，我们来介绍一下怎么使用 HugePages。
HugePages 的使用不像普通内存申请那么简单，而是需要借助 Hugetlb文件系统 来创建，下面将会介绍 HugePages 的使用步骤：
- 挂载 Hugetlb 文件系统
Hugetlb 文件系统是专门为 HugePages 而创造的，我们可以通过以下命令来挂载一个 Hugetlb 文件系统：
1$ mkdir /mnt/huge
2$ mount none /mnt/huge -t hugetlbfs
执行完上面的命令后，我们就在 /mnt/huge 目录下挂载了 Hugetlb 文件系统。
- 声明可用 HugePages 数量
要使用 HugePages，首先要向内核声明可以使用的 HugePages 数量。/proc/sys/vm/nr_hugepages 文件保存了内核可以使用的 HugePages 数量，我们可以使用以下命令设置新的可用 HugePages 数量：
1$ echo 20 > /proc/sys/vm/nr_hugepages
- 编写申请 HugePages 的代码
要使用 HugePages，必须使用 mmap 系统调用把虚拟内存映射到 Hugetlb 文件系统中的文件，如下代码：
1#include <fcntl.h>
2#include <sys/mman.h>
3#include <errno.h>
4#include <stdio.h>
5
6#define MAP_LENGTH (10*1024*1024) // 10MB
7
8int main()
9{
10 int fd;
11 void * addr;
12
13 // 1. 创建一个 Hugetlb 文件系统的文件
14 fd = open("/mnt/huge/hugepage1", O_CREAT|O_RDWR);
15 if (fd < 0) {
16 perror("open()");
17 return -1;
18 }
19
20 // 2. 把虚拟内存映射到 Hugetlb 文件系统的文件中
21 addr = mmap(0, MAP_LENGTH, PROT_READ|PROT_WRITE, MAP_SHARED, fd, 0);
22 if (addr == MAP_FAILED) {
23 perror("mmap()");
24 close(fd);
25 unlink("/mnt/huge/hugepage1");
26 return -1;
27 }
28
29 strcpy(addr, "This is HugePages example...");
30 printf("%s\n", addr);
31
32 // 3. 使用完成后，解除映射关系
33 munmap(addr, MAP_LENGTH);
34 close(fd);
35 unlink("/mnt/huge/hugepage1");
36
37 return 0;
38 }
编译上面的代码并且执行，如果没有问题，将会输出以下信息：
This is HugePages example...
大页内存的实现
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：
1static int __init hugetlb_init(void)
2{
3 unsigned long i;
4
5 // 1. 初始化空闲大内存页链表 hugepage_freelists,
6 // 内核使用 hugepage_freelists 链表把空闲的大内存页连接起来,
7 // 为了分析简单，我们可以把 MAX_NUMNODES 当成 1
8 for (i = 0; i < MAX_NUMNODES; ++i)
9 INIT_LIST_HEAD(&hugepage_freelists[i]);
10
11 // 2. max_huge_pages 为系统能够使用的大页内存的数量,
12 // 由系统启动项 hugepages 指定,
13 // 这里主要申请大内存页, 并且保存到 hugepage_freelists 链表中.
14 for (i = 0; i < max_huge_pages; ++i) {
15 if (!alloc_fresh_huge_page())
16 break;
17 }
18
19 max_huge_pages = free_huge_pages = nr_huge_pages = i;
20
21 return 0;
22}
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：
1static int alloc_fresh_huge_page(void)
2{
3 static int prev_nid;
4 struct page *page;
5 int nid;
6 ...
7 // 1. 申请一个大的物理内存页...
8 page = alloc_pages_node(nid, htlb_alloc_mask|__GFP_COMP|__GFP_NOWARN,
9 HUGETLB_PAGE_ORDER);
10
11 if (page) {
12 // 2. 设置释放大内存页的回调函数为 free_huge_page
13 set_compound_page_dtor(page, free_huge_page);
14 ...
15 // 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
16 put_page(page);
17
18 return 1;
19 }
20
21 return 0;
22}
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：
1static void free_huge_page(struct page *page)
2{
3 ...
4 enqueue_huge_page(page); // 把大内存页放置到空闲大内存页链表中
5 ...
6}
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：
1static void enqueue_huge_page(struct page *page)
2{
3 int nid = page_to_nid(page); // 我们假设这里一定返回 0
4
5 // 把大内存页添加到空闲链表 hugepage_freelists 中
6 list_add(&page->lru, &hugepage_freelists[nid]);
7
8 // 增加计数器
9 free_huge_pages++;
10 free_huge_pages_node[nid]++;
11}
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：
1hugetlb_init()
2 |
3 +——> alloc_fresh_huge_page()
4 |
5 |——> alloc_pages_node()
6 |——> set_compound_page_dtor()
7 +——> put_page()
8 |
9 +——> free_huge_page()
10 |
11 +——> 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：
1const struct file_operations hugetlbfs_file_operations = {
2 .mmap = hugetlbfs_file_mmap,
3 .fsync = simple_sync_file,
4 .get_unmapped_area = hugetlb_get_unmapped_area,
5};
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：
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：
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：
1static int
2hugetlb_no_page(struct mm_struct *mm, struct vm_area_struct *vma,
3 unsigned long address, pte_t *ptep, int write_access)
4{
5 ...
6 page = find_lock_page(mapping, idx);
7 if (!page) {
8 ...
9 // 1. 从空闲大内存页链表 hugepage_freelists 中申请一个大内存页
10 page = alloc_huge_page(vma, address);
11 ...
12 }
13 ...
14 // 2. 通过大内存页的物理地址生成页中间目录项的值
15 new_pte = make_huge_pte(vma, page, ((vma->vm_flags & VM_WRITE)
16 && (vma->vm_flags & VM_SHARED)));
17
18 // 3. 设置页中间目录项的值为上面生成的值
19 set_huge_pte_at(mm, address, ptep, new_pte);
20 ...
21 return ret;
22}
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。