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本文主要参考《深入linux内核架构》（3.2节）及Linux3.18.3内核源码
概述：本文主要描述了内存管理相关的数据结构：结点pg_data_t、内存域struct zone以及页帧（物理页）：struct page ，以及该结构相关的一些基本概念。
1. 概述
内存划分为接点，每个结点关联到系统中的一个处理器，在内核中表示为pg_data_t.
各个结点又划分为内存域，比如DMA内存域，高端内存域，普通内存域。
内核内存域的宏：
enum zone_type {
#ifdef CONFIG_ZONE_DMA
ZONE_DMA,
#endif
#ifdef CONFIG_ZONE_DMA32
ZONE_DMA32,
#endif
ZONE_NORMAL,
#ifdef CONFIG_HIGHMEM
ZONE_HIGHMEM,
#endif
ZONE_MOVABLE,
__MAX_NR_ZONES
};ZONE_DMA32：标记了使用32位地址字可寻址、适合DMA的区域，只有在64位系统上，两种DMA内存域才有差别，在32位计算机上，这里是空的。
ZONE_NORMAL：普通内存域。所有体系结构上都保证存在。但无法保证该地址范围对应了实际的物理内存。
ZONE_HIGHMEM：高端内存区。标记超出内核段的物理内存（比如大于896M，内核地址空间无法全部映射物理内存）。64位系统不需要高端内存。
ZONE_MOVABLE：这是一个伪内存域，用于防止物理内存碎片。
各个内存域都关联了一个数组，用来组织属于该内存域的物理内存页（页帧）。对于每个页帧，都分配了一个struct page实例以及所需的管理数据。
各个内存节点保存在一个单链表中，供内核遍历。
2. 数据结构
（1）结点和节点状态
结点管理
pg_data_t表示节点，定义如下：
include/linux/mmzone.h
typedef struct pglist_data {
struct zone node_zones[MAX_NR_ZONES];
struct zonelist node_zonelists[MAX_ZONELISTS];
int nr_zones;
struct page *node_mem_map;
struct page_cgroup *node_page_cgroup;
struct bootmem_data *bdata;
spinlock_t node_size_lock;
unsigned long node_start_pfn;
unsigned long node_present_pages; /* total number of physical pages */
unsigned long node_spanned_pages; /* total size of physical page
range, including holes */
int node_id;
wait_queue_head_t kswapd_wait;
wait_queue_head_t pfmemalloc_wait;
struct task_struct *kswapd; /* Protected by
mem_hotplug_begin/end() */
int kswapd_max_order;
enum zone_type classzone_idx;
spinlock_t numabalancing_migrate_lock;
unsigned long numabalancing_migrate_next_window;
unsigned long numabalancing_migrate_nr_pages;
} pg_data_t;node_zonelists指定了备用结点及其内存区的列表，以便在当前结点没有可用空间时，在备用结点分配内存。
nr_zones保存结点中不同内存区的数目
node_mem_map是指向page实例数组的指针，用于描述结点的所有物理内存页，它包含了结点中所有内存区的页。
bdata指向自举内存分配器数据结构的实例。在系统启动时，内存管理子系统初始化之前，内核也需要使用内存，此时使用了自举内存分配器。
node_start_pfn是该NUMA结点第一个页帧的逻辑编号。系统中所有结点的页帧是依次编号的，每个页帧的号码都是全局（不止本结点）唯一的。在UMA系统中，该值总是0.
node_present_pages指定了结点中页帧的数目
node_spanned_pages则给出了该结点以页帧为单位计算的长度，包含空洞。
node_id是一个全局结点ID
pgdat_next连接到下一个内存结点，系统中所有的结点都通过单链表连接，其末尾通过空指针标记。
kswapd_wait是交换守护进程的等待队列，在将页帧换出结点时会用到。Kswapd指向负责该结点的交换守护进程的task_struct。Kswapd_max_order用于页交换子系统的实现，用来定义需要释放的区域的长度。
结点状态管理
include/linux/nodemask.h：
/*
* Bitmasks that are kept for all the nodes.
*/
enum node_states {
N_POSSIBLE, /* The node could become online at some point */
N_ONLINE, /* The node is online */
N_NORMAL_MEMORY, /* The node has regular memory */
#ifdef CONFIG_HIGHMEM
N_HIGH_MEMORY, /* The node has regular or high memory */
#else
N_HIGH_MEMORY = N_NORMAL_MEMORY,
#endif
#ifdef CONFIG_MOVABLE_NODE
N_MEMORY, /* The node has memory(regular, high, movable) */
#else
N_MEMORY = N_HIGH_MEMORY,
#endif
N_CPU, /* The node has one or more cpus */
NR_NODE_STATES
}; static inline void node_set_state(int node, enum node_states state);用于设置位于特定结点中的一个比特位。
static inline void node_clear_state(int node, enum node_states state);用于设置位于特定结点中的一个比特位。
#define for_each_node_state(__node, __state) for_each_node_mask((__node), node_states[__state]) 该宏用于遍历出于特定状态的所有结点
#define for_each_online_node(node) for_each_node_state(node, N_ONLINE) 该宏用于遍历所有活动结点。
如果内核只支持单个结点，上述操作为空操作。
2. 内存域
内核使用struct zone来表述内存域，其定义如下：
enum zone_watermarks {
WMARK_MIN,
WMARK_LOW,
WMARK_HIGH,
NR_WMARK
};
#define min_wmark_pages(z) (z->watermark[WMARK_MIN])
#define low_wmark_pages(z) (z->watermark[WMARK_LOW]) #define high_wmark_pages(z) (z->watermark[WMARK_HIGH])
struct zone {
unsigned long watermark[NR_WMARK];
long lowmem_reserve[MAX_NR_ZONES];
int node;
unsigned int inactive_ratio;
struct pglist_data *zone_pgdat;
struct per_cpu_pageset __percpu *pageset;
unsigned long dirty_balance_reserve;
unsigned long *pageblock_flags;
unsigned long min_unmapped_pages;
unsigned long min_slab_pages;
unsigned long zone_start_pfn;
unsigned long managed_pages;
unsigned long spanned_pages;
unsigned long present_pages;
const char *name;
int nr_migrate_reserve_block;
unsigned long nr_isolate_pageblock;
seqlock_t span_seqlock;
wait_queue_head_t *wait_table;
unsigned long wait_table_hash_nr_entries;
unsigned long wait_table_bits;
ZONE_PADDING(_pad1_)
spinlock_t lock;
struct free_area free_area[MAX_ORDER];
unsigned long flags;
ZONE_PADDING(_pad2_)
spinlock_t lru_lock;
struct lruvec lruvec;
atomic_long_t inactive_age;
unsigned long percpu_drift_mark;
unsigned long compact_cached_free_pfn;
unsigned long compact_cached_migrate_pfn[2];
unsigned int compact_considered;
unsigned int compact_defer_shift;
int compact_order_failed;
bool compact_blockskip_flush;
ZONE_PADDING(_pad3_)
atomic_long_t vm_stat[NR_VM_ZONE_STAT_ITEMS];
} ____cacheline_internodealigned_in_smp;该结构由ZONE_PENDDING分隔为几个部分，这是因为对zone结构的访问非常频繁。在多处理器系统上，通常会有不同的CPU试图访问结构成员。因此使用锁防止他们彼此干扰，避免错误和不一致。由于内核对该结构的访问非常频繁，因此会经常性的获取该结构的两个自旋锁zone->lock和zone->lru_lock。
如果数据保存在CPU高速缓存中，那么会处理的更快。高速缓存分为行，每一行负责不同的内存区。内核使用ZONE_PADDING宏生成填充字段添加到结构中，以确保每个自旋锁都出于自身的缓存行中。关键字 ____cacheline_internodealigned_in_smp，用来实现最优的高速缓存对齐方式。
该结构的最后两个部分也通过填充字段彼此分隔，主要目的是将数据保留在一个缓存行中，便于快速访问。
第一部分主要成员：
watermark[NR_WMARK]是页换出时使用的水印。如果内存不足，内核可以将页写到硬盘，这三个成员会影响到交换守护进程的行为。
如果空闲页多于watermark[WMARK_HIGH]，则内存域的状态是理想的。
如果空闲页的数目低于watermark[WMARK_LOW]，则内核开始将页换出到硬盘
如果空闲页的数目低于watermark[WMARK_MIN]，那么页回收工作的压力就会比较大，因为内存域中急需空闲页。
lowmem_reserve[MAX_NR_ZONES]分别为各种内存域指定了若干页，用于一些无论如何都不能失败的关键性内存分配。
Pageset是一个数组，用于实现每个CPU的冷/热页帧列表。内核使用这些列表来保存可用于满足实现的“新鲜”页。但冷热页帧对应的高速缓存状态不同：有些页帧很可能仍然在高速缓存中，因此可以快速访问，这些成为热页帧；为缓存的页帧成为冷页帧。
free_area[MAX_ORDER]是同名数据结构的数组，用于实现伙伴系统。每个数组元素（#define MAX_ORDER 11）都表示某种固定长度的一些连续内存区域。对于包含在每个区域中的空闲内存页的管理，free_area是一个起点。
第二部分主要成员：
第二部涉及的成员，用来根据活动情况对内存域中的使用的页进行编目。如果也访问频繁，则内核认为它是活动的。在需要换出页时，这种区别是很重要的：如果可能的话，频繁使用的页应该保持不动，而多于的页则可以换出。
Flasgs描述内存域的当前状态，允许使用如下标志：
/* zone flags, see below */
unsigned long flags;
enum zone_flags {
ZONE_RECLAIM_LOCKED, //防止并发回收
ZONE_OOM_LOCKED, // zone is in OOM killer zonelist，内存域即刻被回收
ZONE_CONGESTED, // zone has many dirty pages backed by a congested BDI
ZONE_DIRTY, //reclaim scanning has recently found many dirty file pages at the tail of the LRU.
ZONE_WRITEBACK, //reclaim scanning has recently found many pages under writeback
ZONE_FAIR_DEPLETED,//fair zone policy batch depleted
};
vm_stat[NR_VM_ZONE_STAT_ITEMS]维护了大量有关该内存区的统计信息。
wait_queue_head_t *wait_table;
unsigned long wait_table_hash_nr_entries;
unsigned long wait_table_bits;
这三个成员实现一个等待队列，可供等待某一页变为可用的进程使用。进程排成一个队列，等待某些条件，该条件为真时，内核会通知进程恢复工作。
struct pglist_data *zone_pgdat;内存域和父节点之间的关联由zone_pgdat建立，zone_pgdat指向对应的pg_list_data实例。
unsigned long zone_start_pfn;是内存域第一个页帧的索引。zone_start_pfn == zone_start_paddr >> PAGE_SHIFT。
const char *name;是一个字符串，保存该内存域惯用名称。目前3个选项：Normal、DMA和HighMem.
unsigned long spanned_pages;指定内存域中页的总数，但并非所有页都是可用的，可能存在内存空洞。
unsigned long present_pages;是实际可用的页数目，一般与spanned_pages相同。
3. 内存域水印的计算
在计算各种水印之前，内核首先需要确定需要为关键性分配保留的内存空间的大小值。该值随可用内存的大小而非线性增长，并保存在全局变量min_free_kbytes中。
用户层可以通过文件/proc/sys/vm/min_free_kbytes来读取和修改关键性分配内存空间最小值。如下是主内存域min_fre_kbytes的一个经验值：
|
主内存大小 |
Min_free_kbytes |
|
16MB |
512KB |
|
32MB |
724KB |
|
256MB |
2MB |
|
512MB |
2896KB |
|
1024MB |
4MB |
|
2048MB |
5792KB |
|
4096MB |
8MB |
结构体中水印值的填充由init_per_zone_pages_min处理，该函数由内核在启动期间调用，无需显式调用。
__setup_per_zone_wmark设置struct zone的watermark[WMARK_MIN]、watermark[WMARK_LOW]、watermark[WMARK_HIGH]
static void __setup_per_zone_wmarks(void)//page_alloc.c
{
unsigned long pages_min = min_free_kbytes >> (PAGE_SHIFT - 10);
unsigned long lowmem_pages = 0;
struct zone *zone;
unsigned long flags;
/* Calculate total number of !ZONE_HIGHMEM pages */
for_each_zone(zone) {
if (!is_highmem(zone))
lowmem_pages += zone->managed_pages;
}
for_each_zone(zone) {
u64 tmp;
spin_lock_irqsave(&zone->lock, flags);
tmp = (u64)pages_min * zone->managed_pages;
do_div(tmp, lowmem_pages);
if (is_highmem(zone)) {
unsigned long min_pages;
min_pages = zone->managed_pages / 1024;
min_pages = clamp(min_pages, SWAP_CLUSTER_MAX, 128UL);
zone->watermark[WMARK_MIN] = min_pages;
} else {
zone->watermark[WMARK_MIN] = tmp;
}
zone->watermark[WMARK_LOW] = min_wmark_pages(zone) + (tmp >> 2);
zone->watermark[WMARK_HIGH] = min_wmark_pages(zone) + (tmp >> 1);
__mod_zone_page_state(zone, NR_ALLOC_BATCH,
high_wmark_pages(zone) - low_wmark_pages(zone) -
atomic_long_read(&zone->vm_stat[NR_ALLOC_BATCH]));
setup_zone_migrate_reserve(zone);
spin_unlock_irqrestore(&zone->lock, flags);
}
/* update totalreserve_pages */
calculate_totalreserve_pages();
}高端内存域的下界SWAP_CLUSTER_MAX，对整个页面回收子系统来说，是一个重要的数值。该子系统的代码经常对页进行分组式批处理操作，SWAP_CLUSTER_MAX定义了分组的大小。
lowmem_reserve[MAX_NR_ZONES]的计算由setup_per_zone_lowmem_reserve();完成。内核遍历系统的所有结点，对每个结点的各个内存域分别计算预留内存最小值，具体的算法是将内存域中页帧的总数除以sysctl_lowmem_reserve_ratio[idx]。除数的默认设置对低端内存域是256,对高端内存域是32。
/*
* setup_per_zone_lowmem_reserve - called whenever
* sysctl_lower_zone_reserve_ratio changes. Ensures that each zone
* has a correct pages reserved value, so an adequate number of
* pages are left in the zone after a successful __alloc_pages().
*/
static void setup_per_zone_lowmem_reserve(void)//page_alloc.c
{
struct pglist_data *pgdat;
enum zone_type j, idx;
for_each_online_pgdat(pgdat) {
for (j = 0; j < MAX_NR_ZONES; j++) {
struct zone *zone = pgdat->node_zones + j;
unsigned long managed_pages = zone->managed_pages;
zone->lowmem_reserve[j] = 0;
idx = j;
while (idx) {
struct zone *lower_zone;
idx--;
if (sysctl_lowmem_reserve_ratio[idx] < 1)
sysctl_lowmem_reserve_ratio[idx] = 1;
lower_zone = pgdat->node_zones + idx;
lower_zone->lowmem_reserve[j] = managed_pages /
sysctl_lowmem_reserve_ratio[idx];
managed_pages += lower_zone->managed_pages;
}
}
}
/* update totalreserve_pages */
calculate_totalreserve_pages();
}
4. 冷热页
Struct zone的pageset成员用于实现冷热分配器（hot-n-cold allocator）。页时热的，指页已经加载到CPU高速缓存，与在内存中的也相比，其数据能够更快地访问。页是冷的，指页不在高速缓存中。在多处理器系统上每个CPU都有一个或多个高速缓存，各个CPU的管理必须是独立的。
尽管内存域可能属于一个特定的NUMA结点，因而关联到某个特定的CPU。但是其他CPU的高速缓存仍然可能包含该内存域中的页。每个处理器都可以访问系统中所有的页，尽管速度不同。因此，特定于内存域的数据结构不仅要考虑到所属NUMA结点的CPU，还必须考虑到系统中其他的CPU。
老的内核中pageset是一个数组，在最新的3.18.3内核中是指针：struct per_cpu_pageset __percpu *pageset。但是无论数组还是指针，在单处理器系统上都是只有一个元素，而SMP系统编译的内核中，其值可能在2~32中之间，该值并不是系统中实际存在的CPU数目，而是内内核支持的CPU的最大数目。
数组元素的类型为
include/linux/mmzone.h：
struct per_cpu_pageset {
struct per_cpu_pages pcp;
#ifdef CONFIG_NUMA
s8 expire;
#endif
#ifdef CONFIG_SMP
s8 stat_threshold;
s8 vm_stat_diff[NR_VM_ZONE_STAT_ITEMS];
#endif
};
该结构主要由struct per_cpu_pages结构体构成：
struct per_cpu_pages {
int count; /* number of pages in the list */
int high; /* high watermark, emptying needed */
int batch; /* chunk size for buddy add/remove */
/* Lists of pages, one per migrate type stored on the pcp-lists */
struct list_head lists[MIGRATE_PCPTYPES];
};
Count记录了与该列表相关的页的数目，high是一个水印。如果count值超出了high，则表明列表中的页太多了。对容量过低的状态没有显式使用水印：如果列表中没有成员，则冲洗填充。
List是一个双向链表，保存了当前CPU的冷页或热页，可以使用内核的标准方法处理。
CPU的高速缓存不是用单个页来填充的，而是用多个页组成的块，batch是每次添加页数的一个参考值。
5. 页帧
页帧代表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。所以struct page需要保持尽可能小。因为系统内存会分解为大量的页：即使主内存为384MB，一个page为4KB大小的话，也大概有10000个页。这就是为什么尽力保持struct page尽可能小的原因。在典型应用中，页的数量巨大，对page结构的小改动，也可能导致保存所有page实例所需的物理内存暴涨。
页的广泛使用，增加了保持结构长度的难度。内存管理的许多部分使用页，用于各种不同的用途。内核的一个部分可能完全依赖于struct page提供的信息，而该信息对内核的另一部分可能完全无用。所以struct page中使用了union类型。
struct page结构的定义：
Include/linux/mm_types.h
/*
* Each physical page in the system has a struct page associated with
* it to keep track of whatever it is we are using the page for at the
* moment. Note that we have no way to track which tasks are using
* a page, though if it is a pagecache page, rmap structures can tell us
* who is mapping it.
*
* The objects in struct page are organized in double word blocks in
* order to allows us to use atomic double word operations on portions
* of struct page. That is currently only used by slub but the arrangement
* allows the use of atomic double word operations on the flags/mapping
* and lru list pointers also.
*/
struct page {
/* First double word block */
unsigned long flags; //原子标记，有些情况下会异步更新
union {
struct address_space *mapping; //如果最低位为0，则指向inode address_space，或为NULL
//如果页映射为匿名内存，最低位置位，而且该指针指向anon_vma对象，
//则参考PAGE_MAPPING_ANON.
void *s_mem; /* slab first object */
};
/* Second double word */
struct {
union {
pgoff_t index; //在映射内的偏移量
void *freelist; //SLUB：freelist req. Slab lock
bool pfmemalloc;
};
union {
#if defined(CONFIG_HAVE_CMPXCHG_DOUBLE) && defined(CONFIG_HAVE_ALIGNED_STRUCT_PAGE)
/* Used for cmpxchg_double in slub */
unsigned long counters;
#else
unsigned counters;
#endif
struct {
union {
atomic_t _mapcount;// 内存管理子系统中映射的页表项计数，用于表示
//页是否已经映射，还用于限制逆向映射搜索
struct { /* SLUB */ //用于slab分配器
unsigned inuse:16; //对象的数目
unsigned objects:15;
unsigned frozen:1;
};
int units; /* SLOB */
};
atomic_t _count; //使用计数
};
unsigned int active; /* SLAB */
};
};
/* Third double word block */
union {
struct list_head lru; //换出页列表，例如由zone->lru_lock保护的active_list
struct {
struct page *next;
#ifdef CONFIG_64BIT
int pages; /* Nr of partial slabs left */
int pobjects; /* Approximate # of objects */
#else
short int pages;
short int pobjects;
#endif
};
struct slab *slab_page; /* slab fields */
struct rcu_head rcu_head; /* Used by SLAB
* when destroying via RCU
*/
#if defined(CONFIG_TRANSPARENT_HUGEPAGE) && USE_SPLIT_PMD_PTLOCKS
pgtable_t pmd_huge_pte; /* protected by page->ptl */
#endif
};
/* Remainder is not double word aligned */
union {
unsigned long private; //由映射私有，不透明数据：
//如果设置了PagePrivate，通常用于buffer_heads；
//如果设置了PageSwapCache，则用于swp_entry_t;
//如果设置了PG_buddy，则用于表示伙伴系统中的阶
#if USE_SPLIT_PTE_PTLOCKS
#if ALLOC_SPLIT_PTLOCKS
spinlock_t *ptl;
#else
spinlock_t ptl;
#endif
#endif
struct kmem_cache *slab_cache; //用于slub分配器，指向slab的指针
struct page *first_page; //用于复合页的页尾，指向首页
};
#if defined(WANT_PAGE_VIRTUAL)
void *virtual; //内核虚拟地址（如果没有映射则为NULL，即高端内存）
#endif /* WANT_PAGE_VIRTUAL */
#ifdef CONFIG_WANT_PAGE_DEBUG_FLAGS
unsigned long debug_flags; /* Use atomic bitops on this */
#endif
#ifdef CONFIG_KMEMCHECK
void *shadow;
#endif
#ifdef LAST_CPUPID_NOT_IN_PAGE_FLAGS
int _last_cpupid;
#endif
}该结构的格式是体系结构无关的，不依赖于CPU类型，每个页帧都由该结构描述。出了slub相关成员以外（slab、freelist和inuse），page结构也包含了若干其他成员。这里只是概述一些内容，后面还会有介绍。
flags:存储了体系结构无关的标志，用于描述页的属性
_count:引用计数，表示内核中引用该页的次数。在其值为0时，内核就知道page实例当前未使用，因此可以删除。如果其值大于0，该实例决不会从内存删除。
_mapcount表示在页表中有多少项指向该页
lru：是一个表头，用于在各种链表上维护该页，以便将页按不同类别分组，以便将页按照不同类别分组，最重要的是活动页和不活动页
内核将多个毗连的页合并为较大的复合页（compound page）。分组中的第一个页称为首页(head page)，而所有其余页叫做尾页（tail page）。所有尾页对应的page实例中，都将first_pag设为指向首页。
Mapping指定了页帧所在的地址空间。Index是页帧在映射内部的偏移量。地址空间是一个非常一般的概念。例如可以用在向向内存读取文件时，地址空间用于将文件的内容与装载数据的内存区关联起来。Mapping不仅能够保存一个指针，而且还能包含一些额外的信息，用于判断页是否属于未关联到地址空间的某个匿名内存区。
Private是一个指向“私有”数据的指针，虚拟内存管理会忽略该数据。根据页的用途，可以用不同的方式使用该指针。大多数情况下它将用于页与数据缓冲区关联起来。
Virtual用于高端内存区域中的页，无法直接映射到内核内存中的页，virtual用于存储该页的虚拟地址。
页的不同属性通过一系列页标志描述，存储为struct page的flags成员中的各个比特位。这些标志独立于使用的体系结构。各个标志是由page-types.h中的宏定义的，此外还有一些宏用于标志的设置、删除、查询。
/*
* Various page->flags bits:
*
* PG_reserved is set for special pages, which can never be swapped out. Some
* of them might not even exist (eg empty_bad_page)...
*
* The PG_private bitflag is set on pagecache pages if they contain filesystem
* specific data (which is normally at page->private). It can be used by
* private allocations for its own usage.
*
* During initiation of disk I/O, PG_locked is set. This bit is set before I/O
* and cleared when writeback _starts_ or when read _completes_. PG_writeback
* is set before writeback starts and cleared when it finishes.
*
* PG_locked also pins a page in pagecache, and blocks truncation of the file
* while it is held.
*
* page_waitqueue(page) is a wait queue of all tasks waiting for the page
* to become unlocked.
*
* PG_uptodate tells whether the page's contents is valid. When a read
* completes, the page becomes uptodate, unless a disk I/O error happened.
*
* PG_referenced, PG_reclaim are used for page reclaim for anonymous and
* file-backed pagecache (see mm/vmscan.c).
*
* PG_error is set to indicate that an I/O error occurred on this page.
*
* PG_arch_1 is an architecture specific page state bit. The generic code
* guarantees that this bit is cleared for a page when it first is entered into
* the page cache.
*
* PG_highmem pages are not permanently mapped into the kernel virtual address
* space, they need to be kmapped separately for doing IO on the pages. The
* struct page (these bits with information) are always mapped into kernel
* address space...
*
* PG_hwpoison indicates that a page got corrupted in hardware and contains
* data with incorrect ECC bits that triggered a machine check. Accessing is
* not safe since it may cause another machine check. Don't touch!
*/
/*
* Don't use the *_dontuse flags. Use the macros. Otherwise you'll break
* locked- and dirty-page accounting.
*
* The page flags field is split into two parts, the main flags area
* which extends from the low bits upwards, and the fields area which
* extends from the high bits downwards.
*
* | FIELD | ... | FLAGS |
* N-1 ^ 0
* (NR_PAGEFLAGS)
*
* The fields area is reserved for fields mapping zone, node (for NUMA) and
* SPARSEMEM section (for variants of SPARSEMEM that require section ids like
* SPARSEMEM_EXTREME with !SPARSEMEM_VMEMMAP).
*/
enum pageflags {
PG_locked, /* Page is locked. Don't touch. */
PG_error,
PG_referenced,
PG_uptodate,
PG_dirty,
PG_lru,
PG_active,
PG_slab,
PG_owner_priv_1, /* Owner use. If pagecache, fs may use*/
PG_arch_1,
PG_reserved,
PG_private, /* If pagecache, has fs-private data */
PG_private_2, /* If pagecache, has fs aux data */
PG_writeback, /* Page is under writeback */
#ifdef CONFIG_PAGEFLAGS_EXTENDED
PG_head, /* A head page */
PG_tail, /* A tail page */
#else
PG_compound, /* A compound page */
#endif
PG_swapcache, /* Swap page: swp_entry_t in private */
PG_mappedtodisk, /* Has blocks allocated on-disk */
PG_reclaim, /* To be reclaimed asap */
PG_swapbacked, /* Page is backed by RAM/swap */
PG_unevictable, /* Page is "unevictable" */
#ifdef CONFIG_MMU
PG_mlocked, /* Page is vma mlocked */
#endif
#ifdef CONFIG_ARCH_USES_PG_UNCACHED
PG_uncached, /* Page has been mapped as uncached */
#endif
#ifdef CONFIG_MEMORY_FAILURE
PG_hwpoison, /* hardware poisoned page. Don't touch */
#endif
#ifdef CONFIG_TRANSPARENT_HUGEPAGE
PG_compound_lock,
#endif
__NR_PAGEFLAGS,
/* Filesystems */
PG_checked = PG_owner_priv_1,
/* Two page bits are conscripted by FS-Cache to maintain local caching
* state. These bits are set on pages belonging to the netfs's inodes
* when those inodes are being locally cached.
*/
PG_fscache = PG_private_2, /* page backed by cache */
/* XEN */
PG_pinned = PG_owner_priv_1,
PG_savepinned = PG_dirty,
/* SLOB */
PG_slob_free = PG_private,
};PageXXX(page)会检查页是否设置了PG_XXX位，比如PageDirty检查PG_dirty位，而PageActive检查PG_active位等等。
SetPageXXX在某个比特位没有设置的情况下，设置该Bit
ClearPageXXX无条件清除某个谁知的Bit
这些操作的试下是原子的。很多情况下，需要等待页的状态改变，然后才能恢复工作。内核提供了两个辅助函数等待状态的改变：
/*
* Wait for a page to be unlocked.
*
* This must be called with the caller "holding" the page,
* ie with increased "page->count" so that the page won't
* go away during the wait..
*/
static inline void wait_on_page_locked(struct page *page)
{
if (PageLocked(page))
wait_on_page_bit(page, PG_locked);
}
/*
* Wait for a page to complete writeback
*/
static inline void wait_on_page_writeback(struct page *page)
{
if (PageWriteback(page))
wait_on_page_bit(page, PG_writeback);
}
假定内核的一部分在等待一个被锁定的页面，直至页面解锁。wait_on_page_locked提供了该功能。在页面锁定的情况下调用该函数，内核将进入睡眠，在页面解锁之后，睡眠进程被自动唤醒并继续工作。
wait_on_page_writeback会等待到与页面相关的所有待决回写操作结束，将页面包含的数据同步到块设备为止。
总结：本文主要描述了内存管理相关的数据结构：结点pg_data_t、内存域struct zone以及页帧（物理页）：struct page ，以及该结构相关的一些基本概念。
linux内核探索之内存管理（二）：linux系统中的内存组织--结点、内存域和页帧
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