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伙伴系统之伙伴系统概述--linux内存管理(十四)

CHENGJian  CHENGJian  2022-08-02  349

关键词：

日期	内核版本	架构	作者	GitHub	CSDN
2016-09-02	Linux-4.7	X86 & arm	gatieme	LinuxDeviceDrivers	Linux内存管理

博文更新日志

日期更新内容
2021/02/21 更新博文格式

日期	更新内容
2021/02/21	更新博文格式

1 前景回顾

1.1 Linux内存管理的层次结构

Linux把物理内存划分为三个层次来管理

层次	描述
存储节点(Node)	CPU被划分为多个节点(node), 内存则被分簇, 每个CPU对应一个本地物理内存, 即一个CPU-node对应一个内存簇bank，即每个内存簇被认为是一个节点
管理区(Zone)	每个物理内存节点node被划分为多个内存管理区域, 用于表示不同范围的内存, 内核可以使用不同的映射方式映射物理内存
页面(Page)	内存被细分为多个页面帧, 页面是最基本的页面分配的单位　｜

为了支持NUMA模型，也即CPU对不同内存单元的访问时间可能不同，此时系统的物理内存被划分为几个节点(node), 一个node对应一个内存簇bank，即每个内存簇被认为是一个节点

首先, 内存被划分为结点. 每个节点关联到系统中的一个处理器, 内核中表示为pg_data_t的实例. 系统中每个节点被链接到一个以NULL结尾的pgdat_list链表中<而其中的每个节点利用pg_data_tnode_next字段链接到下一节．而对于PC这种UMA结构的机器来说, 只使用了一个成为contig_page_data的静态pg_data_t结构.
接着各个节点又被划分为内存管理区域, 一个管理区域通过struct zone_struct描述, 其被定义为zone_t, 用以表示内存的某个范围, 低端范围的16MB被描述为ZONE_DMA, 某些工业标准体系结构中的(ISA)设备需要用到它, 然后是可直接映射到内核的普通内存域ZONE_NORMAL,最后是超出了内核段的物理地址域ZONE_HIGHMEM, 被称为高端内存.　是系统中预留的可用内存空间, 不能被内核直接映射.
最后**页帧(page frame)**代表了系统内存的最小单位, 堆内存中的每个页都会创建一个struct page的一个实例. 传统上，把内存视为连续的字节，即内存为字节数组，内存单元的编号(地址)可作为字节数组的索引. 分页管理时，将若干字节视为一页，比如4K byte. 此时，内存变成了连续的页，即内存为页数组，每一页物理内存叫页帧，以页为单位对内存进行编号，该编号可作为页数组的索引，又称为页帧号.

1.2 内存结点pg_data_t

在LINUX中引入一个数据结构struct pglist_data ，来描述一个node，定义在include/linux/mmzone.h 文件中。（这个结构被typedef pg_data_t）。

对于NUMA系统来讲，整个系统的内存由一个node_data的pg_data_t指针数组来管理
对于PC这样的UMA系统，使用struct pglist_data contig_page_data ，作为系统唯一的node管理所有的内存区域。（UMA系统中中只有一个node）

可以使用NODE_DATA(node_id)来查找系统中编号为node_id的结点, 而UMA结构下由于只有一个结点, 因此该宏总是返回全局的contig_page_data, 而与参数node_id无关.

NODE_DATA(node_id)查找编号node_id的结点pg_data_t信息 参见NODE_DATA的定义

extern struct pglist_data *node_data[];
#define NODE_DATA(nid)          (node_data[(nid)])

在UMA结构的机器中, 只有一个node结点即contig_page_data, 此时NODE_DATA直接指向了全局的contig_page_data, 而与node的编号nid无关, 参照include/linux/mmzone.h?v=4.7, line 858

extern struct pglist_data contig_page_data;
#define NODE_DATA(nid)          (&contig_page_data)

1.3 物理内存区域

因为实际的计算机体系结构有硬件的诸多限制, 这限制了页框可以使用的方式. 尤其是, Linux内核必须处理80x86体系结构的两种硬件约束.

ISA总线的直接内存存储DMA处理器有一个严格的限制 : 他们只能对RAM的前16MB进行寻址
在具有大容量RAM的现代32位计算机中, CPU不能直接访问所有的物理地址, 因为线性地址空间太小, 内核不可能直接映射所有物理内存到线性地址空间, 我们会在后面典型架构(x86)上内存区域划分详细讲解x86_32上的内存区域划分

因此Linux内核对不同区域的内存需要采用不同的管理方式和映射方式, 因此内核将物理地址或者成用zone_t表示的不同地址区域

对于x86_32的机器，管理区(内存区域)类型如下分布

类型	区域
ZONE_DMA	0~15MB
ZONE_NORMAL	16MB~895MB
ZONE_HIGHMEM	896MB~物理内存结束

1.4 物理页帧

内核把物理页作为内存管理的基本单位. 尽管处理器的最小可寻址单位通常是字, 但是, 内存管理单元MMU通常以页为单位进行处理. 因此，从虚拟内存的上来看，页就是最小单位.

页帧代表了系统内存的最小单位, 对内存中的每个页都会创建struct page的一个实例. 内核必须要保证page结构体足够的小，否则仅struct page就要占用大量的内存.

内核用struct page(include/linux/mm_types.h?v=4.7, line 45)结构表示系统中的每个物理页.

出于节省内存的考虑，struct page中使用了大量的联合体union.

mem_map是一个struct page的数组，管理着系统中所有的物理内存页面。在系统启动的过程中，创建和分配mem_map的内存区域, mem_map定义在mm/page_alloc.c?v=4.7, line 6691

UMA体系结构中，free_area_init函数在系统唯一的struct node对象contig_page_data中node_mem_map成员赋值给全局的mem_map变量

1.5 启动过程中的内存初始化

在初始化过程中, 还必须建立内存管理的数据结构, 以及很多事务. 因为内核在内存管理完全初始化之前就需要使用内存. 在系统启动过程期间, 使用了额外的简化悉尼股市的内存管理模块, 然后在初始化完成后, 将旧的模块丢弃掉.

因此我们可以把linux内核的内存管理分三个阶段。

阶段	起点	终点	描述
第一阶段	系统启动	bootmem或者memblock初始化完成	此阶段只能使用memblock_reserve函数分配内存，早期内核中使用init_bootmem_done = 1标识此阶段结束
第二阶段	bootmem或者memblock初始化完	buddy完成前	引导内存分配器bootmem或者memblock接受内存的管理工作, 早期内核中使用mem_init_done = 1标记此阶段的结束
第三阶段	buddy初始化完成	系统停止运行	可以用cache和buddy分配内存

系统启动过程中的内存管理

首先我们来看看start_kernel是如何初始化系统的, start_kerne定义在init/main.c?v=4.7, line 479

其代码很复杂, 我们只截取出其中与内存管理初始化相关的部分, 如下所示

asmlinkage __visible void __init start_kernel(void)
{

    /*  设置特定架构的信息
     *	同时初始化memblock  */
    setup_arch(&command_line);
    mm_init_cpumask(&init_mm);

    setup_per_cpu_areas();

	/*  初始化内存结点和内段区域  */
    build_all_zonelists(NULL, NULL);
    page_alloc_init();


    /*
     * These use large bootmem allocations and must precede
     * mem_init();
     * kmem_cache_init();
     */
    mm_init();

    kmem_cache_init_late();

	kmemleak_init();
    setup_per_cpu_pageset();

    rest_init();
}

函数	功能
setup_arch	是一个特定于体系结构的设置函数, 其中一项任务是负责初始化自举分配器
mm_init_cpumask	初始化CPU屏蔽字
setup_per_cpu_areas	函数(查看定义)给每个CPU分配内存，并拷贝.data.percpu段的数据. 为系统中的每个CPU的per_cpu变量申请空间. 在SMP系统中, setup_per_cpu_areas初始化源代码中(使用per_cpu宏)定义的静态per-cpu变量, 这种变量对系统中每个CPU都有一个独立的副本. 此类变量保存在内核二进制影像的一个独立的段中, setup_per_cpu_areas的目的就是为系统中各个CPU分别创建一份这些数据的副本在非SMP系统中这是一个空操作
build_all_zonelists	建立并初始化结点和内存域的数据结构
mm_init	建立了内核的内存分配器, 其中通过mem_init停用bootmem分配器并迁移到实际的内存管理器(比如伙伴系统) 然后调用kmem_cache_init函数初始化内核内部用于小块内存区的分配器
kmem_cache_init_late	在kmem_cache_init之后, 完善分配器的缓存机制,　当前3个可用的内核内存分配器slab, slob, slub都会定义此函数
kmemleak_init	Kmemleak工作于内核态，Kmemleak 提供了一种可选的内核泄漏检测，其方法类似于跟踪内存收集器。当独立的对象没有被释放时，其报告记录在 /sys/kernel/debug/kmemleak中, Kmemcheck能够帮助定位大多数内存错误的上下文
setup_per_cpu_pageset	初始化CPU高速缓存行, 为pagesets的第一个数组元素分配内存, 换句话说, 其实就是第一个系统处理器分配由于在分页情况下，每次存储器访问都要存取多级页表，这就大大降低了访问速度。所以，为了提高速度，在CPU中设置一个最近存取页面的高速缓存硬件机制，当进行存储器访问时，先检查要访问的页面是否在高速缓存中.

1.6 伙伴系统

在内核初始化完成之后, 内存管理的责任就由伙伴系统来承担. 伙伴系统基于一种相对简单然而令人吃惊的强大算法.

Linux内核使用二进制伙伴算法来管理和分配物理内存页面, 该算法由Knowlton设计, 后来Knuth又进行了更深刻的描述.

伙伴系统是一个结合了2的方幂个分配器和空闲缓冲区合并计技术的内存分配方案, 其基本思想很简单. 内存被分成含有很多页面的大块, 每一块都是2个页面大小的方幂. 如果找不到想要的块, 一个大块会被分成两部分, 这两部分彼此就成为伙伴. 其中一半被用来分配, 而另一半则空闲. 这些块在以后分配的过程中会继续被二分直至产生一个所需大小的块. 当一个块被最终释放时, 其伙伴将被检测出来, 如果伙伴也空闲则合并两者.

内核如何记住哪些内存块是空闲的
分配空闲页面的方法
影响分配器行为的众多标识位
内存碎片的问题和分配器如何处理碎片

2 伙伴系统的结构

2.1 伙伴系统数据结构

系统内存中的每个物理内存页（页帧），都对应于一个struct page实例, 每个内存域都关联了一个struct zone的实例，其中保存了用于管理伙伴数据的主要数数组

//  http://lxr.free-electrons.com/source/include/linux/mmzone.h?v=4.7#L324
struct zone
{
	 /* free areas of different sizes */
	struct free_area        free_area[MAX_ORDER];
};

struct free_area是一个伙伴系统的辅助数据结构, 它定义在include/linux/mmzone.h?v=4.7, line 88

struct free_area {
	struct list_head        free_list[MIGRATE_TYPES];
unsigned long           nr_free;
};

| 字段 | 描述 | |:-----:|:-----:| | free_list | 是用于连接空闲页的链表. 页链表包含大小相同的连续内存区 | | nr_free | 指定了当前内存区中空闲页块的数目（对0阶内存区逐页计算，对1阶内存区计算页对的数目，对2阶内存区计算4页集合的数目，依次类推 |

伙伴系统的分配器维护空闲页面所组成的块, 这里每一块都是2的方幂个页面, 方幂的指数称为阶.

阶是伙伴系统中一个非常重要的术语. 它描述了内存分配的数量单位. 内存块的长度是 $2^order$ , 其中order的范围从0到MAX_ORDER

zone->free_area[MAX_ORDER]数组中阶作为各个元素的索引, 用于指定对应链表中的连续内存区包含多少个页帧.

数组中第0个元素的阶为0, 它的free_list链表域指向具有包含区为单页( $2^0=1$ )的内存页面链表
数组中第1个元素的free_list域管理的内存区为两页( $2^1=2$ )
第3个管理的内存区为4页, 依次类推.
直到 $2^{MAX_ORDER-1}$ 个页面大小的块

空闲页快

2.2 最大阶MAX_ORDER与FORCE_MAX_ZONEORDER配置选项

一般来说MAX_ORDER默认定义为11, 这意味着一次分配可以请求的页数最大是2^11=2048, 参见include/linux/mmzone.h?v=4.7, line 22

/* Free memory management - zoned buddy allocator.  */
#ifndef CONFIG_FORCE_MAX_ZONEORDER
#define MAX_ORDER 11
#else
#define MAX_ORDER CONFIG_FORCE_MAX_ZONEORDER
#endif
#define MAX_ORDER_NR_PAGES (1 << (MAX_ORDER - 1))

但如果特定于体系结构的代码设置了FORCE_MAX_ZONEORDER配置选项, 该值也可以手工改变

例如，IA-64系统上巨大的地址空间可以处理MAX_ORDER = 18的情形，而ARM或v850系统则使用更小的值(如8或9). 但这不一定是由计算机支持的内存数量比较小引起的，也可能是内存对齐方式的要求所导致

可以参考一些架构的Kconfig文件如下

arm	arm64
arch/arm/Kconfig?v=4.7, line 1696	arch/arm64/Kconfig?v=4.7, line 679

比如arm64体系结构的Kconfig配置文件的描述 |

config FORCE_MAX_ZONEORDER
int
default "14" if (ARM64_64K_PAGES && TRANSPARENT_HUGEPAGE)
default "12" if (ARM64_16K_PAGES && TRANSPARENT_HUGEPAGE)
default "11"`

2.3 内存区是如何连接的

内存区中第1页内的链表元素, 可用于将内存区维持在链表中。因此，也不必引入新的数据结构来管理物理上连续的页，否则这些页不可能在同一内存区中. 如下图所示

![伙伴系统中相互连接的内存区](https://img-blog.csdnimg.cn/img_convert/b302ae2a7395fc2c45dd5c4cd1c0e5fe.png)

伙伴不必是彼此连接的. 如果一个内存区在分配其间分解为两半, 内核会自动将未用的一半加入到对应的链表中.

如果在未来的某个时刻, 由于内存释放的缘故, 两个内存区都处于空闲状态, 可通过其地址判断其是否为伙伴. 管理工作较少, 是伙伴系统的一个主要优点.

基于伙伴系统的内存管理专注于某个结点的某个内存域, 例如, DMA或高端内存域. 但所有内存域和结点的伙伴系统都通过备用分配列表连接起来.

下图说明了这种关系.

伙伴系统和内存域／结点之间的关系

最后要注意, 有关伙伴系统和当前状态的信息可以在/proc/buddyinfo中获取

伙伴系统和当前状态的信息

上述输出给出了各个内存域中每个分配阶中空闲项的数目, 从左至右, 阶依次升高. 上面给出的信息取自4 GiB物理内存的AMD64系统.

2.4 传统伙伴系统算法

在内核分配内存时, 必须记录页帧的已分配或空闲状态, 以免两个进程使用同样的内存区域. 由于内存分配和释放非常频繁, 内核还必须保证相关操作尽快完成. 内核可以只分配完整的页帧. 将内存划分为更小的部分的工作, 则委托给用户空间中的标准库. 标准库将来源于内核的页帧拆分为小的区域, 并为进程分配内存.

内核中很多时候要求分配连续页. 为快速检测内存中的连续区域, 内核采用了一种古老而历经检验的技术: 伙伴系统

系统中的空闲内存块总是两两分组, 每组中的两个内存块称作伙伴. 伙伴的分配可以是彼此独立的. 但如果两个伙伴都是空闲的, 内核会将其合并为一个更大的内存块, 作为下一层次上某个内存块的伙伴.

下图示范了该系统, 图中给出了一对伙伴, 初始大小均为8页. 即系统中所有的页面都是8页的.

伙伴系统

内核对所有大小相同的伙伴（1、2、4、8、16或其他数目的页），都放置到同一个列表中管理. 各有8页的一对伙伴也在相应的列表中.

如果系统现在需要8个页帧, 则将16个页帧组成的块拆分为两个伙伴. 其中一块用于满足应用程序的请求, 而剩余的8个页帧则放置到对应8页大小内存块的列表中.

如果下一个请求只需要2个连续页帧, 则由8页组成的块会分裂成2个伙伴, 每个包含4个页帧. 其中一块放置回伙伴列表中，而另一个再次分裂成2个伙伴, 每个包含2页。其中一个回到伙伴系统，另一个则传递给应用程序.

在应用程序释放内存时, 内核可以直接检查地址, 来判断是否能够创建一组伙伴, 并合并为一个更大的内存块放回到伙伴列表中, 这刚好是内存块分裂的逆过程。这提高了较大内存块可用的可能性.

在系统长期运行时，服务器运行几个星期乃至几个月是很正常的，许多桌面系统也趋向于长期开机运行，那么会发生称为碎片的内存管理问题。频繁的分配和释放页帧可能导致一种情况：系统中有若干页帧是空闲的，但却散布在物理地址空间的各处。换句话说，系统中缺乏连续页帧组成的较大的内存块，而从性能上考虑，却又很需要使用较大的连续内存块。通过伙伴系统可以在某种程度上减少这种效应，但无法完全消除。如果在大块的连续内存中间刚好有一个页帧分配出去，很显然这两块空闲的内存是无法合并的.

在内核版本2.6.24之后, 增加了一些有效措施来防止内存碎片.

3 避免碎片

在第1章给出的简化说明中, 一个双链表即可满足伙伴系统的所有需求. 在内核版本2.6.23之前, 的确是这样. 但在内核2.6.24开发期间, 内核开发者对伙伴系统的争论持续了相当长时间. 这是因为伙伴系统是内核最值得尊敬的一部分，对它的改动不会被大家轻易接受

3.1 内存碎片

伙伴系统的基本原理已经在第1章中讨论过，其方案在最近几年间确实工作得非常好。但在Linux内存管理方面，有一个长期存在的问题：在系统启动并长期运行后，物理内存会产生很多碎片。该情形如下图所示

物理内存的碎片

假定内存由60页组成，这显然不是超级计算机，但用于示例却足够了。左侧的地址空间中散布着空闲页。尽管大约25%的物理内存仍然未分配，但最大的连续空闲区只有一页. 这对用户空间应用程序没有问题：其内存是通过页表映射的，无论空闲页在物理内存中的分布如何，应用程序看到的内存
似乎总是连续的。右图给出的情形中，空闲页和使用页的数目与左图相同，但所有空闲页都位于一个连续区中。

但对内核来说，碎片是一个问题. 由于(大多数)物理内存一致映射到地址空间的内核部分, 那么在左图的场景中, 无法映射比一页更大的内存区. 尽管许多时候内核都分配的是比较小的内存, 但也有时候需要分配多于一页的内存. 显而易见, 在分配较大内存的情况下, 右图中所有已分配页和空闲页都处于连续内存区的情形，是更为可取的.

很有趣的一点是, 在大部分内存仍然未分配时, 就也可能发生碎片问题. 考虑图3-25的情形.

只分配了4页，但可分配的最大连续区只有8页，因为伙伴系统所能工作的分配范围只能是2的幂次.

物理内存的碎片

我提到内存碎片只涉及内核，这只是部分正确的。大多数现代CPU都提供了使用巨型页的可能性，比普通页大得多。这对内存使用密集的应用程序有好处。在使用更大的页时，地址转换后备缓冲器只需处理较少的项，降低了TLB缓存失效的可能性。但分配巨型页需要连续的空闲物理内存！

很长时间以来，物理内存的碎片确实是Linux的弱点之一。尽管已经提出了许多方法，但没有哪个方法能够既满足Linux需要处理的各种类型工作负荷提出的苛刻需求，同时又对其他事务影响不大。

3.2 依据可移动性组织页

在内核2.6.24开发期间，防止碎片的方法最终加入内核。在我讨论具体策略之前，有一点需要澄清。

文件系统也有碎片，该领域的碎片问题主要通过碎片合并工具解决。它们分析文件系统，重新排序已分配存储块，从而建立较大的连续存储区. 理论上，该方法对物理内存也是可能的，但由于许多物理内存页不能移动到任意位置，阻碍了该方法的实施。因此，内核的方法是反碎片(anti-fragmentation), 即试图从最初开始尽可能防止碎片.

反碎片的工作原理如何?

为理解该方法，我们必须知道内核将已分配页划分为下面3种不同类型。

页面类型	描述	举例
不可移动页	在内存中有固定位置, 不能移动到其他地方.	核心内核分配的大多数内存属于该类别
可移动页	可以随意地移动.	属于用户空间应用程序的页属于该类别. 它们是通过页表映射的如果它们复制到新位置，页表项可以相应地更新，应用程序不会注意到任何事
可回收页	不能直接移动, 但可以删除, 其内容可以从某些源重新生成.	例如，映射自文件的数据属于该类别 kswapd守护进程会根据可回收页访问的频繁程度，周期性释放此类内存. , 页面回收本身就是一个复杂的过程. 内核会在可回收页占据了太多内存时进行回收, 在内存短缺(即分配失败)时也可以发起页面回收.

页的可移动性，依赖该页属于3种类别的哪一种. 内核使用的反碎片技术, 即基于将具有相同可移动性的页分组的思想.

为什么这种方法有助于减少碎片?

由于页无法移动, 导致在原本几乎全空的内存区中无法进行连续分配. 根据页的可移动性, 将其分配到不同的列表中, 即可防止这种情形. 例如, 不可移动的页不能位于可移动内存区的中间, 否则就无法从该内存区分配较大的连续内存块.

想一下, 上图中大多数空闲页都属于可回收的类别, 而分配的页则是不可移动的. 如果这些页聚集到两个不同的列表中, 如下图所示. 在不可移动页中仍然难以找到较大的连续空闲空间, 但对可回收的页, 就容易多了.

减少内存碎片

但要注意, 从最初开始, 内存并未划分为可移动性不同的区. 这些是在运行时形成的. 内核的另一种方法确实将内存分区, 分别用于可移动页和不可移动页的分配, 我会下文讨论其工作原理. 但这种划分对这里描述的方法是不必要的

3.3 避免碎片数据结构

3.3.1 迁移类型

尽管内核使用的反碎片技术卓有成效，它对伙伴分配器的代码和数据结构几乎没有影响。内核定义了一些枚举常量(早期用宏来实现)来表示不同的迁移类型, 参见include/linux/mmzone.h?v=4.7, line 38

enum {
        MIGRATE_UNMOVABLE,
        MIGRATE_MOVABLE,
        MIGRATE_RECLAIMABLE,
        MIGRATE_PCPTYPES,       /* the number of types on the pcp lists */
        MIGRATE_HIGHATOMIC = MIGRATE_PCPTYPES,
#ifdef CONFIG_CMA
        /*
         * MIGRATE_CMA migration type is designed to mimic the way
         * ZONE_MOVABLE works.  Only movable pages can be allocated
         * from MIGRATE_CMA pageblocks and page allocator never
         * implicitly change migration type of MIGRATE_CMA pageblock.
         *
         * The way to use it is to change migratetype of a range of
         * pageblocks to MIGRATE_CMA which can be done by
         * __free_pageblock_cma() function.  What is important though
         * is that a range of pageblocks must be aligned to
         * MAX_ORDER_NR_PAGES should biggest page be bigger then
         * a single pageblock.
         */
        MIGRATE_CMA,
#endif
#ifdef CONFIG_MEMORY_ISOLATION
        MIGRATE_ISOLATE,        /* can't allocate from here */
#endif
        MIGRATE_TYPES
};

宏	类型
MIGRATE_UNMOVABLE	不可移动页
MIGRATE_MOVABLE	可移动页
MIGRATE_RECLAIMABLE	可回收页
MIGRATE_PCPTYPES	是per_cpu_pageset, 即用来表示每CPU页框高速缓存的数据结构中的链表的迁移类型数目
MIGRATE_HIGHATOMIC	= MIGRATE_PCPTYPES, 在罕见的情况下，内核需要分配一个高阶的页面块而不能休眠.如果向具有特定可移动性的列表请求分配内存失败，这种紧急情况下可从MIGRATE_HIGHATOMIC中分配内存
MIGRATE_CMA	Linux内核最新的连续内存分配器(CMA), 用于避免预留大块内存
MIGRATE_ISOLATE	是一个特殊的虚拟区域, 用于跨越NUMA结点移动物理内存页. 在大型系统上, 它有益于将物理内存页移动到接近于使用该页最频繁的CPU.
MIGRATE_TYPES	只是表示迁移类型的数目, 也不代表具体的区域

对于MIGRATE_CMA类型, 其中在我们使用ARM等嵌入式Linux系统的时候, 一个头疼的问题是GPU, Camera, HDMI等都需要预留大量连续内存，这部分内存平时不用，但是一般的做法又必须先预留着. 目前, Marek Szyprowski和Michal Nazarewicz实现了一套全新的Contiguous Memory Allocator. 通过这套机制, 我们可以做到不预留内存，这些内存平时是可用的，只有当需要的时候才被分配给Camera，HDMI等设备. 参照[宋宝华--Linux内核最新的连续内存分配器(CMA)——避免预留大块内存](http://21cnbao.blog.51cto.com/109393/898846/), 内核为此提供了函数is_migrate_cma来检测当前类型是否为MIGRATE_CMA, 该函数定义在[include/linux/mmzone.h?v=4.7, line 69](http://lxr.free-electrons.com/source/include/linux/mmzone.h?v=4.7#L69)

/* In mm/page_alloc.c; keep in sync also with show_migration_types() there */
extern char * const migratetype_names[MIGRATE_TYPES];

#ifdef CONFIG_CMA
#  define is_migrate_cma(migratetype) unlikely((migratetype) == MIGRATE_CMA)
#else
#  define is_migrate_cma(migratetype) false
#endif

对伙伴系统数据结构的主要调整, 是将空闲列表分解为MIGRATE_TYPE个列表, 可以参见free_area的定义include/linux/mmzone.h?v=4.7, line 88

struct free_area
{
	struct list_head        free_list[MIGRATE_TYPES];
unsigned long           nr_free;
};

nr_free统计了所有列表上空闲页的数目，而每种迁移类型都对应于一个空闲列表

宏for_each_migratetype_order(order, type)可用于迭代指定迁移类型的所有分配阶

#define for_each_migratetype_order(order, type) \
        for (order = 0; order < MAX_ORDER; order++) \
                for (type = 0; type < MIGRATE_TYPES; type++)

3.3.2 迁移备用列表fallbacks

如果内核无法满足针对某一给定迁移类型的分配请求, 会怎么样?

此前已经出现过一个类似的问题, 即特定的NUMA内存域无法满足分配请求时. 我们需要从其他内存域中选择一个代价最低的内存域完成内存的分配, 因此内核在内存的结点pg_data_t中提供了一个备用内存域列表zonelists.

内核在内存迁移的过程中处理这种情况下的做法是类似的. 提供了一个备用列表fallbacks, 规定了在指定列表中无法满足分配请求时. 接下来应使用哪一种迁移类型, 定义在mm/page_alloc.c?v=4.7, line 1799

/*
 * This array describes the order lists are fallen back to when
 * the free lists for the desirable migrate type are depleted
 * 该数组描述了指定迁移类型的空闲列表耗尽时
 * 其他空闲列表在备用列表中的次序
 */
static int fallbacks[MIGRATE_TYPES][4] = {
	//  分配不可移动页失败的备用列表
    [MIGRATE_UNMOVABLE]   = { MIGRATE_RECLAIMABLE, MIGRATE_MOVABLE,   MIGRATE_TYPES },
    //  分配可回收页失败时的备用列表
    [MIGRATE_RECLAIMABLE] = { MIGRATE_UNMOVABLE,   MIGRATE_MOVABLE,   MIGRATE_TYPES },
    //  分配可移动页失败时的备用列表
    [MIGRATE_MOVABLE]     = { MIGRATE_RECLAIMABLE, MIGRATE_UNMOVABLE, MIGRATE_TYPES },
#ifdef CONFIG_CMA
    [MIGRATE_CMA]     = { MIGRATE_TYPES }, /* Never used */
#endif
#ifdef CONFIG_MEMORY_ISOLATION
    [MIGRATE_ISOLATE]     = { MIGRATE_TYPES }, /* Never used */
#endif
};

该数据结构大体上是自明的 :

每一行对应一个类型的备用搜索域的顺序, 在内核想要分配不可移动页MIGRATE_UNMOVABLE时, 如果对应链表为空, 则遍历fallbacks[MIGRATE_UNMOVABLE], 首先后退到可回收页链表MIGRATE_RECLAIMABLE, 接下来到可移动页链表MIGRATE_MOVABLE, 最后到紧急分配链表MIGRATE_TYPES.

3.3.3 pageblock_order变量

全局变量和辅助函数尽管页可移动性分组特性总是编译到内核中，但只有在系统中有足够内存可以分配到多个迁移类型对应的链表时，才是有意义的。由于每个迁移链表都应该有适当数量的内存，内核需要定义"适当"的概念. 这是通过两个全局变量pageblock_order和pageblock_nr_pages提供的. 第一个表示内核认为是"大"的一个分配阶, pageblock_nr_pages则表示该分配阶对应的页数。如果体系结构提供了巨型页机制, 则pageblock_order通常定义为巨型页对应的分配阶. 定义在include/linux/pageblock-flags.h?v=4.7, line 44

#ifdef CONFIG_HUGETLB_PAGE

    #ifdef CONFIG_HUGETLB_PAGE_SIZE_VARIABLE

        /* Huge page sizes are variable */
        extern unsigned int pageblock_order;

    #else /* CONFIG_HUGETLB_PAGE_SIZE_VARIABLE */

    /* Huge pages are a constant size */
        #define pageblock_order         HUGETLB_PAGE_ORDER

    #endif /* CONFIG_HUGETLB_PAGE_SIZE_VARIABLE */

#else /* CONFIG_HUGETLB_PAGE */

    /* If huge pages are not used, group by MAX_ORDER_NR_PAGES */
    #define pageblock_order         (MAX_ORDER-1)

#endif /* CONFIG_HUGETLB_PAGE */

#define pageblock_nr_pages      (1UL << pageblock_order)

在IA-32体系结构上, 巨型页长度是4MB, 因此每个巨型页由1024个普通页组成, 而HUGETLB_PAGE_ORDER则定义为10. 相比之下, IA-64体系结构允许设置可变的普通和巨型页长度, 因此HUGETLB_PAGE_ORDER的值取决于内核配置.

如果体系结构不支持巨型页, 则将其定义为第二高的分配阶, 即MAX_ORDER - 1

/* If huge pages are not used, group by MAX_ORDER_NR_PAGES */
#define pageblock_order         (MAX_ORDER-1)

如果各迁移类型的链表中没有一块较大的连续内存, 那么页面迁移不会提供任何好处, 因此在可用内存太少时内核会关闭该特性. 这是在build_all_zonelists函数中检查的, 该函数用于初始化内存域列表. 如果没有足够的内存可用, 则全局变量page_group_by_mobility_disabled设置为0, 否则设置为1.

内核如何知道给定的分配内存属于何种迁移类型?

我们将在以后讲解, 有关各个内存分配的细节都通过分配掩码指定.

内核提供了两个标志，分别用于表示分配的内存是可移动的(__GFP_MOVABLE)或可回收的(__GFP_RECLAIMABLE).

3.3.4 gfpflags_to_migratetype函数

如果这些标志都没有设置, 则分配的内存假定为不可移动的. 辅助函数gfpflags_to_migratetype可用于转换分配标志及对应的迁移类型, 该函数定义在include/linux/gfp.h?v=4.7, line 266

static inline int gfpflags_to_migratetype(const gfp_t gfp_flags)
{
    VM_WARN_ON((gfp_flags & GFP_MOVABLE_MASK) == GFP_MOVABLE_MASK);
    BUILD_BUG_ON((1UL << GFP_MOVABLE_SHIFT) != ___GFP_MOVABLE);
    BUILD_BUG_ON((___GFP_MOVABLE >> GFP_MOVABLE_SHIFT) != MIGRATE_MOVABLE);

    if (unlikely(page_group_by_mobility_disabled))
        return MIGRATE_UNMOVABLE;

    /* Group based on mobility */
    return (gfp_flags & GFP_MOVABLE_MASK) >> GFP_MOVABLE_SHIFT;
}

linux-2.6.x的内核中转换分配标志及对应的迁移类型的辅助函数为allocflags_to_migratetype, 这个名字会有歧义的, 让我们误以为参数的标识中有alloc flags, 但是其实并不然, 因此后来的内核中将该函数更名为gfpflags_to_migratetype, 参见Rename it to gfpflags_to_migratetype()

在2.6.25中为如下接口

/* Convert GFP flags to their corresponding migrate type */
static inline int allocflags_to_migratetype(gfp_t gfp_flags)
{
    WARN_ON((gfp_flags & GFP_MOVABLE_MASK) == GFP_MOVABLE_MASK);

    if (unlikely(page_group_by_mobility_disabled))
        return MIGRATE_UNMOVABLE;

    /* Group based on mobility */
    return (((gfp_flags & __GFP_MOVABLE) != 0) << 1) |
        ((gfp_flags & __GFP_RECLAIMABLE) != 0);
}

如果停用了页面迁移特性, 则所有的页都是不可移动的. 否则. 该函数的返回值可以直接用作free_area.free_list的数组索引.

3.3.5 pageblock_flags变量与其函数接口

最后要注意, 每个内存域都提供了一个特殊的字段, 可以跟踪包含pageblock_nr_pages个页的内存区的属性. 即zone->pageblock_flags字段, 当前只有与页可移动性相关的代码使用, 参见include/linux/mmzone.h?v=4.7, line 367

struct zone
{
#ifndef CONFIG_SPARSEMEM
    /*
     * Flags for a pageblock_nr_pages block. See pageblock-flags.h.
     * In SPARSEMEM, this map is stored in struct mem_section
     */
    unsigned long       *pageblock_flags;
#endif /* CONFIG_SPARSEMEM */
};

在初始化期间, 内核自动确保对内存域中的每个不同的迁移类型分组, 在pageblock_flags中都分配了足够存储NR_PAGEBLOCK_BITS个比特位的空间。当前，表示一个连续内存区的迁移类型需要3个比特位, 参见include/linux/pageblock-flags.h?v=4.7, line 28

/* Bit indices that affect a whole block of pages */
enum pageblock_bits {
    PB_migrate,
    PB_migrate_end = PB_migrate + 3 - 1,
            /* 3 bits required for migrate types */
    PB_migrate_skip,/* If set the block is skipped by compaction */

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     * Assume the bits will always align on a word. If this assumption
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