baddy：核心函数入口

上一篇<<baddy：初始化内存域>>分析了内存域的初始化过程，及扩展内容cpu热插拔函数的注册及热插拔线程的作用等等。UMA下只有一个pglist_data对象也就是对应一个内存域，而NUMA下最多拥有5个内存域(zone)， ZONE_DMA、ZONE_DMA32、ZONE_NORMAL、ZONE_HIGHMEM、ZONE_MOVABLE等等，内存域类型根据具体硬件来决定。

baddy系统的入口(核心)函数为__alloc_pages，经典调用可以追溯到slub分配器的kmalloc函数，参考<<slub构建过程>>。

__alloc_pages

__alloc_pages函数实现在mm/page_alloc.c文件：

struct page *__alloc_pages(gfp_t gfp, unsigned int order, int preferred_nid,nodemask_t *nodemask)
{struct page *page;unsigned int alloc_flags = ALLOC_WMARK_LOW; // 默认低水位线// #define ALLOC_WMARK_MIN         WMARK_MIN       // 最低水位线// #define ALLOC_WMARK_LOW         WMARK_LOW        // 低水位线// #define ALLOC_WMARK_HIGH        WMARK_HIGH        // 高水位线// #define ALLOC_NO_WATERMARKS     0x04              // 不检查水位线// enum zone_watermarks {//        WMARK_MIN,              // 内存区域的空闲页面最低水位线，说明本区域的内存严重不足//        WMARK_LOW,               // 内存区域的空闲页面低水位线，说明本区域的内存轻微不足，默认值为WMARK_MIN的125%//        WMARK_HIGH,             // 内存区域的空闲页数高水位线，说明本区域内存充足，默认值为WMARK_MAX的150%//        WMARK_PROMO,           // 内存区域的空闲页面大于高水位线；当内存需要回收时，对快速内存节点通过kswapd以回收页面，至空闲页面略高于WMARK_PROMO水位线//        NR_WMARK                  // unsigned long _watermark[NR_WMARK]; 表示区域(zone)水平线，由WMARK_MIN... WMARK_PROMO索引// };gfp_t alloc_gfp; /* The gfp_t that was actually used for allocation */struct alloc_context ac = { };/** There are several places where we assume that the order value is sane* so bail out early if the request is out of bound.*/if (WARN_ON_ONCE_GFP(order >= MAX_ORDER, gfp)) // 调用dump_stack，打印堆栈信息，指定__GFP_NOWARN标志时，不输出警告信息return NULL;gfp &= gfp_allowed_mask;// 在早期引导期间，gfp_allowed_mask被设置为GFP_BOOT_MASK，// 以限制在启用中断之前使用的GFP标志// 一旦启用了中断，在系统运行时将其设置为__GFP_BITS_MASK// 在休眠期间，PM使用它来避免设备挂起时内存分配期间的I/O/* 应用作用域分配约束。这主要是关于GFP_NOFS的。GFP_NOIO必须从一个特定的上下文继承所有的分配请求，该上下文被标记为memalloc_no{fs,io}_{save,restore}。PF_MEMALLOC_PIN确保在分配时不使用可移动区域 */gfp = current_gfp_context(gfp);alloc_gfp = gfp;if (!prepare_alloc_pages(gfp, order, preferred_nid, nodemask, &ac,&alloc_gfp, &alloc_flags))return NULL;

进入prepare_alloc_pages函数：

static inline bool prepare_alloc_pages(gfp_t gfp_mask, unsigned int order,int preferred_nid, nodemask_t *nodemask,struct alloc_context *ac, gfp_t *alloc_gfp,unsigned int *alloc_flags)
{ac->highest_zoneidx = gfp_zone(gfp_mask);  // highest_zoneidx表示分配请求的最高可用区域索引// 由于分区的性质，低于highest_zoneidx的分区上的内存将受到lowmem_reserve[highest_zoneidx]的保护// 回收/压缩也使用最高的zoneidx来限制目标区域// 因为高于此索引的区域不能用于此分配请求ac->zonelist = node_zonelist(preferred_nid, gfp_mask); // 获取区域列表ac->nodemask = nodemask;ac->migratetype = gfp_migratetype(gfp_mask); // 将GFP标志转换为其相应的迁移类型if (cpusets_enabled()) {  // cpusets有效*alloc_gfp |= __GFP_HARDWALL; // __GFP_HARDWALL 强制执行cpuset内存分配策略/** When we are in the interrupt context, it is irrelevant* to the current task context. It means that any node ok.*/if (in_task() && !ac->nodemask) // 在任务上下文中并且nodemask为NULLac->nodemask = &cpuset_current_mems_allowed;// #define cpuset_current_mems_allowed (current->mems_allowed)else*alloc_flags |= ALLOC_CPUSET;  // 检查cpuset是否正确}fs_reclaim_acquire(gfp_mask); // 检查(符合)/增加页面回收独占锁fs_reclaim_release(gfp_mask); // 释放锁might_sleep_if(gfp_mask & __GFP_DIRECT_RECLAIM); // 可以回收的情况下，主动触发一次调度if (should_fail_alloc_page(gfp_mask, order)) //  should_fail_alloc_page做一些预检查, 一些无法分配的条件会直接报错return false;*alloc_flags = gfp_to_alloc_flags_cma(gfp_mask, *alloc_flags); // 允许来自CMA区域的分配 ?ac->spread_dirty_pages = (gfp_mask & __GFP_WRITE);// __GFP_WRITE表示调用者允许获取脏页面// 在可能的情况下，这些页面将分布在本地区域之间// 以避免所有脏页面位于一个区域中(公平区域分配策略)ac->preferred_zoneref = first_zones_zonelist(ac->zonelist,ac->highest_zoneidx, ac->nodemask); // 首选区域用于统计，它也用作zonelist迭代器的起点// 返回位于或低于允许节点掩码内给定区域索引的第一个区域return true;
}

继续看__alloc_pages函数：

alloc_flags |= alloc_flags_nofragment(ac.preferred_zoneref->zone, gfp); // 计算分配标志page = get_page_from_freelist(alloc_gfp, order, alloc_flags, &ac); // 从足够空闲的区域中分配页
||
\/
static struct page *
get_page_from_freelist(gfp_t gfp_mask, unsigned int order, int alloc_flags,const struct alloc_context *ac)
{...no_fallback = alloc_flags & ALLOC_NOFRAGMENT;z = ac->preferred_zoneref;for_next_zone_zonelist_nodemask(zone, z, ac->highest_zoneidx,ac->nodemask) { // 扫描区域列表，寻找一个有足够空闲的区域if (cpusets_enabled() &&(alloc_flags & ALLOC_CPUSET) &&!__cpuset_zone_allowed(zone, gfp_mask))// cpusets有效并且已设置ALLOC_CPUSET标志，在符合条件的区域中寻找continue;if (ac->spread_dirty_pages) { // 允许获取脏页面if (last_pgdat != zone->zone_pgdat) { 如果区域的zone_pgdat节点不等于 last_pgdat节点last_pgdat = zone->zone_pgdat; // 赋给last_pgdatlast_pgdat_dirty_ok = node_dirty_ok(zone->zone_pgdat);}if (!last_pgdat_dirty_ok)continue;}if (no_fallback && nr_online_nodes > 1 &&zone != ac->preferred_zoneref->zone) {// 避免混合页面块类型 并且 NUMA节点数量大于1 并且 当前遍历到的区域不是起点区域int local_nid;/** If moving to a remote node, retry but allow* fragmenting fallbacks. Locality is more important* than fragmentation avoidance.*/local_nid = zone_to_nid(ac->preferred_zoneref->zone);if (zone_to_nid(zone) != local_nid) { // 如果不是本地节点alloc_flags &= ~ALLOC_NOFRAGMENT; // 取消ALLOC_NOFRAGMENT标志goto retry;}}mark = wmark_pages(zone, alloc_flags & ALLOC_WMARK_MASK);  // 如果分配标志为低水位线(默认值)if (!zone_watermark_fast(zone, order, mark,ac->highest_zoneidx, alloc_flags,gfp_mask)) { // 区域水位线是否符合分配int ret;...ret = node_reclaim(zone->zone_pgdat, gfp_mask, order); // 回收未映射(使用)的文件备份页面switch (ret) {case NODE_RECLAIM_NOSCAN:/* did not scan */continue;case NODE_RECLAIM_FULL:/* scanned but unreclaimable */continue;default:/* did we reclaim enough */if (zone_watermark_ok(zone, order, mark,ac->highest_zoneidx, alloc_flags)) // 当前内存区中的页面是否在水位线以上goto try_this_zone;continue;}}try_this_zone:     page = rmqueue(ac->preferred_zoneref->zone, zone, order,gfp_mask, alloc_flags, ac->migratetype); // 迁移到指定类型，合并成连续的页，唤醒kswapd

rmqueue函数分析，继续看__alloc_pages函数：

             if (page) {prep_new_page(page, order, gfp_mask, alloc_flags); // 准备分配页，lru.next = 1 ？0/** If this is a high-order atomic allocation then check* if the pageblock should be reserved for the future*/if (unlikely(order && (alloc_flags & ALLOC_HARDER)))reserve_highatomic_pageblock(page, zone, order); // 保留pageblock以独占使用高阶原子分配return page;}...if (no_fallback) {alloc_flags &= ~ALLOC_NOFRAGMENT; // 去除避免混合页面块类型标志goto retry;}return NULL;
}

继续看__alloc_pages函数：

alloc_gfp = gfp;
ac.spread_dirty_pages = false;
ac.nodemask = nodemask;
page = __alloc_pages_slowpath(alloc_gfp, order, &ac);

__alloc_pages_slowpath函数分析，继续看__alloc_pages函数：

out:if (memcg_kmem_enabled() && (gfp & __GFP_ACCOUNT) && page &&unlikely(__memcg_kmem_charge_page(page, gfp, order) != 0)) {// mem_cgroup开启 并且 页分配在mem_cgroup 并且 页有效 并且 mem_cgroup不能控制页__free_pages(page, order); // 释放页page = NULL;}trace_mm_page_alloc(page, order, alloc_gfp, ac.migratetype); // 增加trace打印页相关信息return page;
}
EXPORT_SYMBOL(__alloc_pages);

到这里页分配核心函数流程分析完成了， 查看trace_mm_page_alloc函数分析。

rmqueue

static inline
struct page *rmqueue(struct zone *preferred_zone,struct zone *zone, unsigned int order,gfp_t gfp_flags, unsigned int alloc_flags,int migratetype)
{unsigned long flags;struct page *page;if (likely(pcp_allowed_order(order))) { // 检查是否符合order标准，普通页order <= 3，32KB或以内// 大页order <= 9，2MB或以内if (!IS_ENABLED(CONFIG_CMA) || alloc_flags & ALLOC_CMA ||migratetype != MIGRATE_MOVABLE) { // 如果支持CMA内存分配器(分配大块连续物理内存)page = rmqueue_pcplist(preferred_zone, zone, order,gfp_flags, migratetype, alloc_flags);// 从每cpu列表中取出page(释放lru)goto out;}}/* 我们绝对不希望调用方使用__GFP_NOFAIL分配大于order-1的页面单元 */WARN_ON_ONCE((gfp_flags & __GFP_NOFAIL) && (order > 1));do {page = NULL;spin_lock_irqsave(&zone->lock, flags);/* 当由于非cma分配上下文跳过pcplist时，order-0请求可以到达这里。*//* HIGHATOMIC区域是为高阶原子分配保留的，因此order-0请求应该跳过它 */if (order > 0 && alloc_flags & ALLOC_HARDER)page = __rmqueue_smallest(zone, order, MIGRATE_HIGHATOMIC);// 遍历指定的migratetype的空闲列表，并从空闲列表中删除最小的可用页面 zone->free_area[order].nr_free--;// 合并到连续的页面  free_area->free_listif (!page) {page = __rmqueue(zone, order, migratetype, alloc_flags);// 合并到连续的(CMA)页面  if (!page)goto failed;}__mod_zone_freepage_state(zone, -(1 << order),get_pcppage_migratetype(page)); // 修改页状态spin_unlock_irqrestore(&zone->lock, flags);} while (check_new_pages(page, order));__count_zid_vm_events(PGALLOC, page_zonenum(page), 1 << order); // 更新每cpu状态zone_statistics(preferred_zone, zone, 1); // 更新当前zone的统计信息out:/* Separate test+clear to avoid unnecessary atomics */if (test_bit(ZONE_BOOSTED_WATERMARK, &zone->flags)) {clear_bit(ZONE_BOOSTED_WATERMARK, &zone->flags); // 清除ZONE_BOOSTED_WATERMARK标志wakeup_kswapd(zone, 0, 0, zone_idx(zone)); // 唤醒kswapd// 如果区域具有由伙伴分配器管理的页面，则返回true// 所有回收决策都必须使用此函数}VM_BUG_ON_PAGE(page && bad_range(zone, page), page);return page;failed:spin_unlock_irqrestore(&zone->lock, flags);return NULL;
}

__alloc_pages_slowpath

static inline struct page *
__alloc_pages_slowpath(gfp_t gfp_mask, unsigned int order,struct alloc_context *ac){bool can_direct_reclaim = gfp_mask & __GFP_DIRECT_RECLAIM;const bool costly_order = order > PAGE_ALLOC_COSTLY_ORDER;...if (WARN_ON_ONCE((gfp_mask & (__GFP_ATOMIC|__GFP_DIRECT_RECLAIM)) ==(__GFP_ATOMIC|__GFP_DIRECT_RECLAIM)))// 如果gfp_mask包含__GFP_ATOMIC和__GFP_DIRECT_RECLAIM标志，输出一次警告// %__GFP_ATOMIC表示调用者不能回收或休眠// %__GFP_DIRECT_RECLAIM表示调用者可以直接回收gfp_mask &= ~__GFP_ATOMIC; // 去除__GFP_ATOMIC标志.../* 快速路径仅在需要唤醒kswapd之前使用alloc_flags */alloc_flags = gfp_to_alloc_flags(gfp_mask);/* 我们需要重新计算区域列表迭代器的起点，因为我们可能在快速路径中使用了不同的节点掩码，或者有一个cpuset修改，我们正在重试，否则我们可能会在不合格的区域上无休止地迭代 */ac->preferred_zoneref = first_zones_zonelist(ac->zonelist,ac->highest_zoneidx, ac->nodemask);// 首选区域用于统计，它也用作zonelist迭代器的起点// 返回位于或低于允许节点掩码内给定区域索引的第一个区域if (!ac->preferred_zoneref->zone)goto nopage;...if (alloc_flags & ALLOC_KSWAPD) wake_all_kswapds(order, gfp_mask, ac); // 唤醒所有kswapd线程page = get_page_from_freelist(gfp_mask, order, alloc_flags, ac); // 从足够空闲的区域中分配页if (page)goto got_pg;/* 对于开销较大的分配，请先尝试直接压缩，因为很可能我们有足够的基页，不需要回收。对于不可移动的高顺序分配，也要这样做，因为压缩将尝试通过从相同migratetype的块迁移来防止永久碎片。对于允许忽略水印的分配，不要尝试这样做，因为还没有试过alloc_no_watermark(可以测试一下) */if (can_direct_reclaim &&(costly_order ||(order > 0 && ac->migratetype != MIGRATE_MOVABLE))&& !gfp_pfmemalloc_allowed(gfp_mask)) {page = __alloc_pages_direct_compact(gfp_mask, order,alloc_flags, ac,INIT_COMPACT_PRIORITY,&compact_result);  // 在回收之前，尝试对高阶分配进行内存压缩       if (page)goto got_pg;/* 使用__GFP_NORETRY检查昂贵的分配，其中包括一些THP页面错误分配 */                       if (costly_order && (gfp_mask & __GFP_NORETRY)) {if (compact_result == COMPACT_SKIPPED ||compact_result == COMPACT_DEFERRED) // 内存无法压缩或压缩失败goto nopage;/* 看起来回收/压缩值得一试，但同步压缩可能非常昂贵，所以请继续使用异步压缩 */compact_priority = INIT_COMPACT_PRIORITY;}}
retry:/* Ensure kswapd doesn't accidentally go to sleep as long as we loop */if (alloc_flags & ALLOC_KSWAPD)wake_all_kswapds(order, gfp_mask, ac); // 唤醒所有kswapd线程reserve_flags = __gfp_pfmemalloc_flags(gfp_mask);// 区分真正需要访问全部内存储备的请求和可以接受部分内存的请求if (reserve_flags)alloc_flags = gfp_to_alloc_flags_cma(gfp_mask, reserve_flags);  // 允许来自CMA区域的分配 ?/* 如果可以忽略内存策略，请重置nodemask和zonelist迭代器这些分配具有高优先级和系统性，而不是面向用户 */if (!(alloc_flags & ALLOC_CPUSET) || reserve_flags) {ac->nodemask = NULL;ac->preferred_zoneref = first_zones_zonelist(ac->zonelist,ac->highest_zoneidx, ac->nodemask);}/* 尝试使用可能已经调整的区域列表和alloc_flags */page = get_page_from_freelist(gfp_mask, order, alloc_flags, ac);if (page)goto got_pg;/* 调用者不愿意回收页(页标识没有设置)，我们无法平衡任何事情if (!can_direct_reclaim)goto nopage;/* 避免递归回收 */if (current->flags & PF_MEMALLOC)goto nopage;/* 尝试直接压缩，然后分配 */page = __alloc_pages_direct_reclaim(gfp_mask, order, alloc_flags, ac,&did_some_progress);if (page)goto got_pg;// __GFP_NORETRY 尝试轻量级的回收，避免循环，避免oom killer那样直接破坏if (gfp_mask & __GFP_NORETRY)goto nopage;// 如果有迹象表明在其他地方取得了进展，// 虚拟机实现将重试以前失败的内存回收过程// 它可以等待其他任务尝试高级方法来释放内存，例如压缩（消除碎片）和分页if (costly_order && !(gfp_mask & __GFP_RETRY_MAYFAIL))goto nopage;// 检查重试回收以向前推进给定的分配请求是否有意义// 如果我们连续尝试MAX_RECLAIM_RETRIES次重试均未成功，// 或者如果我们回收LRU列表上的所有剩余页面，// 甚至无法满足水印要求，我们就会放弃if (should_reclaim_retry(gfp_mask, order, ac, alloc_flags,did_some_progress > 0, &no_progress_loops))goto retry;// 如果order-0回收无法取得任何进展，// 则重试压缩没有任何意义，因为压缩的当前实现取决于足够的可用内存量if (did_some_progress > 0 &&should_compact_retry(ac, order, alloc_flags,compact_result, &compact_priority,&compaction_retries))goto retry;// 在我们开始OOM杀死之前，处理可能的cpuset更新竞争if (check_retry_cpuset(cpuset_mems_cookie, ac))goto retry_cpuset;// 回收失败，开始oom killerpage = __alloc_pages_may_oom(gfp_mask, order, ac, &did_some_progress);if (page)goto got_pg;// 避免无水线的分配无限循环if (tsk_is_oom_victim(current) &&(alloc_flags & ALLOC_OOM ||(gfp_mask & __GFP_NOMEMALLOC)))// 当前线程被oom killer ?// oom 异步回收// __GFP_NOMEMALLOC被用来明确禁止进入紧急储备goto nopage;/* 只要oom 有进展，就重试 */if (did_some_progress) {no_progress_loops = 0;goto retry;}nopage:/* 在失败之前处理可能的cpuset更新竞争 */if (check_retry_cpuset(cpuset_mems_cookie, ac))goto retry_cpuset;/* 确保__GFP_NOFAIL请求不会泄漏，并确保我们总是重试 */if (gfp_mask & __GFP_NOFAIL) {/ * __GFP_NOFAIL的所有现有用户都是可阻塞的，因此如果有任何新用户实际需要GFP_NOWAIT，就会发出警告 */if (WARN_ON_ONCE_GFP(!can_direct_reclaim, gfp_mask))goto fail;/* 来自这个上下文的PF_MEMALLOC请求是相当奇怪的，因为我们不能回收任何东西，只能循环等待某人(线程)为我们做一个工作 */WARN_ON_ONCE_GFP(current->flags & PF_MEMALLOC, gfp_mask);/* 不失败的昂贵orders是一项艰巨的要求，我们对此没有太多准备，因此让我们警告这些用户，以便我们能够识别他们并将其转换为其他产品 */WARN_ON_ONCE_GFP(order > PAGE_ALLOC_COSTLY_ORDER, gfp_mask);/* 通过允许它们访问内存储备来帮助非失败的分配，但不要使用ALLOC_NO_WATERMARKS，因为这可能会耗尽整个内存储备，这只会使情况变得更糟 */page = __alloc_pages_cpuset_fallback(gfp_mask, order, ALLOC_HARDER, ac);if (page)goto got_pg;// 主动放权，等待下一次的调度运行cond_resched();goto retry;}
fail:// 输出警告信息warn_alloc(gfp_mask, ac->nodemask,"page allocation failure: order:%u", order);
got_pg:return page;
}

trace_mm_page_alloc

trace用于跟踪打印信息，俗称“插桩”，通过定义类型、变量和结构，输出相关信息。

TRACE_EVENT(mm_page_alloc,TP_PROTO(struct page *page, unsigned int order,gfp_t gfp_flags, int migratetype), TP_ARGS(page, order, gfp_flags, migratetype), TP_STRUCT__entry(__field(        unsigned long,  pfn             )__field(        unsigned int,   order           )__field(        unsigned long,  gfp_flags       )__field(        int,            migratetype     )),TP_fast_assign(__entry->pfn            = page ? page_to_pfn(page) : -1UL;__entry->order          = order;__entry->gfp_flags      = (__force unsigned long)gfp_flags;__entry->migratetype    = migratetype;),TP_printk("page=%p pfn=0x%lx order=%d migratetype=%d gfp_flags=%s",__entry->pfn != -1UL ? pfn_to_page(__entry->pfn) : NULL,__entry->pfn != -1UL ? __entry->pfn : 0,__entry->order,__entry->migratetype,show_gfp_flags(__entry->gfp_flags))
);

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