标签：linux kernel 内存管理
Kernel中负责分配一个连续内存页块的子系统一般被称为zoned page frame allocator。前面讲了函数 buffered_rmqueue() 是如何从指定zone的buddy system中分配一个连续内存页块的。这个函数貌似完成了内存页块分配相关的所有工作，然而实际上，这个函数只是zone allocator的冰山一角。
记得我刚上大学那会，拥有一个MP3还是一件能够令男生羡慕、令女生着迷的事情。于是我咬咬牙，花了近一个月的生活费买了一个漂亮的MP3，从此过上了非凡的生活。。。
可惜好景不长，没过多久就坏掉了。我拿去维修，只见一个年轻小伙拿着电烙铁点了几下，居然就修好了。给我要很贵的维修费，我就很不情愿，说：“就点了几下，要这么贵啊。” 然后那小伙回答：“点这几下不贵，但是知道往哪里点，这就贵了。” 我深以为然，重重地点了点头，心甘情愿地把钱交了。
同样的道理，buffered_rmqueue()从指定zone的buddy system中分配内存页块，这个不复杂；但是能够确定从哪个zone中分配，以及确定某个zone什么情况下可以分配，这个就复杂多了。而这，正是zone allocator的核心所在。
在正式介绍zone allocator之前，先介绍一些周边事务。
1. zonelist
这个东东在之前的博文里经过，直接copy过来：
node_zonelists: 当我们要在某一个指定的zone中分配内存，而该zone中又没有足够多的空闲内存时，怎么办？正所谓狡兔三窟，我们得给自己留点后路，node_zonelists正是这种情况下的后路。它指定了所有的备选的zones。当然这些备选zones也是有优先顺序的，毕竟只有小三也不能满足需求时，才会再去找小四。
2. zone_watermark_ok()
一个zone在用来分配内存页块之前，得先有人把把关，姓甚名谁，家里几口人，人均几亩地，地里几头牛，总得检查检查。这个函数就是这样的把关函数。
这个函数会用到一些flags。
1112 #define ALLOC_NO_WATERMARKS 0x01 /* don‘t check watermarks at all */ 1113 #define ALLOC_WMARK_MIN 0x02 /* use pages_min watermark */ 1114 #define ALLOC_WMARK_LOW 0x04 /* use pages_low watermark */ 1115 #define ALLOC_WMARK_HIGH 0x08 /* use pages_high watermark */ 1116 #define ALLOC_HARDER 0x10 /* try to alloc harder */ 1117 #define ALLOC_HIGH 0x20 /* __GFP_HIGH set */ 1118 #define ALLOC_CPUSET 0x40 /* check for correct cpuset */
这些flags用来指定把关时使用哪个watermark值。
1219 int zone_watermark_ok(struct zone *z, int order, unsigned long mark,
1220 int classzone_idx, int alloc_flags)
1221 {
1222 /* free_pages my go negative - that‘s OK */
1223 long min = mark;
1224 long free_pages = zone_page_state(z, NR_FREE_PAGES) - (1 << order) + 1;
1225 int o;
1226
1227 if (alloc_flags & ALLOC_HIGH)
1228 min -= min / 2;
1229 if (alloc_flags & ALLOC_HARDER)
1230 min -= min / 4;
1231
1232 if (free_pages <= min + z->lowmem_reserve[classzone_idx])
1233 return 0;
1234 for (o = 0; o < order; o++) {
1235 /* At the next order, this order‘s pages become unavailable */
1236 free_pages -= z->free_area[o].nr_free << o;
1237
1238 /* Require fewer higher order pages to be free */
1239 min >>= 1;
1240
1241 if (free_pages <= min)
1242 return 0;
1243 }
1244 return 1;
1245 }该函数首先确定该zone中的空闲页面个数，以及用于threshold的变量min的值。
从 1227 ~ 1230 可以看到，如果设置了ALLOC_HIGH 或 ALLOC_HARDER，min的值会进一步减少，这也就意味着把关条件放松，分配会更加aggressive。
然后开始把关测试，如果满足以下两个条件，则测试通过：
1）除去要分配的页面个数外，该zone中至少要包含这么多空闲页面：
min 个空闲页面
lowmem_reserve 中指定要预留的页面个数
这里lowmem_reserve是Kernel的一个非常聪明的机制，用来防止来自higher zone的分配请求过多的消耗lower zone中的内存。
这个有点不好理解，举个例子，假设zone->lowmem_reserve[ZONE_HIGHMEM] 的值为R，这个值表示的是：对于来自ZONE_HIGHMEM的内存分配请求，若是想从本zone中分配页面，那么你至少要给我保留R个页面。
2）除去要分配的页面个数外，从order k 到 order 10的空闲页面总数，至少得是 min/(2^k)。其中k 取值范围是从1 到 参数指定的order值。
这个更不好理解了，还是举个例子。如果 k=2 的话，则从order 2 到order 10的空闲页面总数，至少得是 min/4。
如果满足以上两点，恭喜你，通过了把关测试。
3. get_page_from_freelist()
有了前面的准备，这个函数的工作就很轻松了。
它会按序遍历zonelist中所有的zone，对于每个zone，先用函数zone_watermark_ok()来把把关，如果把关通过，再用函数buffered_rmqueue()来从buddy system中申请内存页块。
1371 static struct page *
1372 get_page_from_freelist(gfp_t gfp_mask, unsigned int order,
1373 struct zonelist *zonelist, int alloc_flags)
1374 {
1375 struct zone **z;
1376 struct page *page = NULL;
1377 int classzone_idx = zone_idx(zonelist->zones[0]);
1378 struct zone *zone;
...
1383
1384 zonelist_scan:
1385 /*
1386 * Scan zonelist, looking for a zone with enough free.
1387 * See also cpuset_zone_allowed() comment in kernel/cpuset.c.
1388 */
1389 z = zonelist->zones;
1390
1391 do {
...
1407 zone = *z;
1408 if ((alloc_flags & ALLOC_CPUSET) &&
1409 !cpuset_zone_allowed_softwall(zone, gfp_mask))
1410 goto try_next_zone;
1411
1412 if (!(alloc_flags & ALLOC_NO_WATERMARKS)) {
1413 unsigned long mark;
1414 if (alloc_flags & ALLOC_WMARK_MIN)
1415 mark = zone->pages_min;
1416 else if (alloc_flags & ALLOC_WMARK_LOW)
1417 mark = zone->pages_low;
1418 else
1419 mark = zone->pages_high;
1420 if (!zone_watermark_ok(zone, order, mark,
1421 classzone_idx, alloc_flags)) {
1422 if (!zone_reclaim_mode ||
1423 !zone_reclaim(zone, gfp_mask, order))
1424 goto this_zone_full;
1425 }
1426 }cpuset_zone_allowed_softwall()用来做cpuset相关检查，暂且忽略。
该函数首先解析ALLOC_* flags，从而确定使用哪个watermark。watermark的高低，直接影响到了把关时是宽松还是严格。
注意，如果设置了ALLOC_NO_WATERMARKS，则跳过把关函数，无条件放行。
然后利用函数zone_watermark_ok()来检查该zone中是否有足够多的空闲页面。
如果把关通过，接下来就是与buddy system打交道了，这个工作由之前讲过的buffered_rmqueue()来完成。
1428 page = buffered_rmqueue(zonelist, zone, order, gfp_mask); 1429 if (page) 1430 break; 1431 this_zone_full: 1432 ... 1434 try_next_zone: ... 1441 } while (*(++z) != NULL); 1442 ... 1448 return page; 1449 }
需要注意的是，即使通过了zone_watermark_ok()的考验，也不一定能够顺利地从buddy system中分配到需要的内存。一个zone有可能空闲页面很多，但是连续的空闲页面不多。
本文出自 “内核部落格” 博客，请务必保留此出处http://richardguo.blog.51cto.com/9343720/1670302
Kernel那些事儿之内存管理(5) --- 衣带渐宽终不悔（上）
标签：linux kernel 内存管理
原文地址：http://richardguo.blog.51cto.com/9343720/1670302
