内存管理算法--Buddy伙伴算法

http://blog.csdn.net/orange_os/article/details/7392986

采用buddy算法，解决了外碎片问题，这种方法适合大块内存请求，这是因为把页作为单位内存块，不适合小内存区请求。如：几十个或者几百个字节。

对于小内存的请求，slab算法可能更好的解决内碎片问题。

Buddy算法的优缺点：

1）尽管伙伴内存算法在内存碎片问题上已经做的相当出色，但是该算法中，一个很小的块往往会阻碍一个大块的合并，一个系统中，对内存块的分配，大小是随机的，一片内存中仅一个小的内存块没有释放，旁边两个大的就不能合并。

2）算法中有一定的浪费现象，伙伴算法是按2的幂次方大小进行分配内存块，当然这样做是有原因的，即为了避免把大的内存块拆的太碎，更重要的是使分配和释放过程迅速。但是他也带来了不利的一面，如果所需内存大小不是2的幂次方，就会有部分页面浪费。有时还很严重。比如原来是1024个块，申请了16个块，再申请600个块就申请不到了，因为已经被分割了。

3）另外拆分和合并涉及到较多的链表和位图操作，开销还是比较大的。

Buddy（伙伴的定义）：

这里给出伙伴的概念，满足以下三个条件的称为伙伴：
1）两个块大小相同；
2）两个块地址连续；
3）两个块必须是同一个大块中分离出来的；

Buddy算法的分配原理：

假如系统需要4(2*2)个页面大小的内存块，该算法就到free_area[2]中查找，如果链表中有空闲块，就直接从中摘下并分配出去。如果没有，算法将顺着数组向上查找free_area[3],如果free_area[3]中有空闲块，则将其从链表中摘下，分成等大小的两部分，前四个页面作为一个块插入free_area[2]，后4个页面分配出去，free_area[3]中也没有，就再向上查找，如果free_area[4]中有，就将这16(2*2*2*2)个页面等分成两份，前一半挂如free_area[3]的链表头部，后一半的8个页等分成两等分，前一半挂free_area[2]
的链表中，后一半分配出去。假如free_area[4]也没有，则重复上面的过程，知道到达free_area数组的最后，如果还没有则放弃分配。

Buddy算法的释放原理：

内存的释放是分配的逆过程，也可以看作是伙伴的合并过程。当释放一个块时，先在其对应的链表中考查是否有伙伴存在，如果没有伙伴块，就直接把要释放的块挂入链表头；如果有，则从链表中摘下伙伴，合并成一个大块，然后继续考察合并后的块在更大一级链表中是否有伙伴存在，直到不能合并或者已经合并到了最大的块(2*2*2*2*2*2*2*2*2个页面)。

整个过程中，位图扮演了重要的角色，如图2所示，位图的某一位对应两个互为伙伴的块，为1表示其中一块已经分配出去了，为0表示两块都空闲。伙伴中无论是分配还是释放都只是相对的位图进行异或操作。分配内存时对位图的
是为释放过程服务，释放过程根据位图判断伙伴是否存在，如果对相应位的异或操作得1，则没有伙伴可以合并，如果异或操作得0，就进行合并，并且继续按这种方式合并伙伴，直到不能合并为止。

Buddy内存管理的实现：

提到buddy 就会想起linux 下的物理内存的管理 ,这里的memory pool 上实现的 buddy 系统

和linux 上按page 实现的buddy系统有所不同的是,他是按照字节的2的n次方来做block的size

实现的机制中主要的结构如下:

整个buddy 系统的结构:

struct mem_pool_table

{

#define MEM_POOL_TABLE_INIT_COOKIE (0x62756479)

uint32 initialized_cookie; /* Cookie 指示内存已经被初始化后的魔数, 如果已经初始化设置为0x62756479*/

uint8 *mem_pool_ptr;/* 指向内存池的地址*/

uint32 mem_pool_size; /* 整个pool 的size,下面是整个max block size 的大小*/

uint32 max_block_size; /* 必须是2的n次方,表示池中最大块的大小*/
boolean assert_on_empty; /* 如果该值被设置成TRUE,内存分配请求没有完成就返回并输出出错信息*/
uint32 mem_remaining; /* 当前内存池中剩余内存字节数*/
uint32 max_free_list_index; /* 最大freelist 的下标,*/
struct mem_free_hdr_type     *free_lists[MAX_LEVELS];/* 这个就是伙伴系统的level数组*/

#ifdef FEATURE_MEM_CHECK
uint32 max_block_requested;
uint32 min_free_mem; /* 放mem_remaining */
#endif /* FEATURE_ONCRPC_MEM_CHECK*/
};

这个结构是包含在free node 或alloc node 中的结构:

其中check 和 fill 都被设置为某个pattern
用来检查该node 的合法性
#define MEM_HDR_CHECK_PATTERN ((uint16)0x3CA4)
#define MEM_HDR_FILL_PATTERN ((uint8)0x5C)

typedef struct tagBuddyMemBlockHeadType

{

mem_pool_type pool; /*回指向内存池*/

uint16 check;

uint8 state; /* bits 0-3 放该node 属于那1级 bit 7 如果置1,表示已经分配(not free)

uint8 fill;

} BUDDY_MEM_BLOCK_HEAD_TYPE;

这个结构就是包含node 类型结构的 free header 的结构:

typedef struct tagBuddyMemHeadType

{

mem_node_hdr_type hdr;

struct mem_free_hdr_type * pNext; /* next,prev,用于连接free header的双向 list*/

struct mem_free_hdr_type * pPrev;

} mem_free_hdr_type;

这个结构就是包含node 类型结构的 alloc header 的结构:
已分配的mem 的node 在内存中就是这样表示的

typedef struct mem_alloc_hdr_type
{
mem_node_hdr_type hdr;
#ifdef FEATURE_MEM_CHECK_OVERWRITE
uint32 in_use_size;
#endif
} mem_alloc_hdr_type;

其中用in_use_size 来表示如果请求分配的size 所属的level上实际用了多少
比如申请size=2000bytes, 按size to level 应该是2048,实际in_use_size
为2000,剩下48byte 全部填充为某一数值,然后在以后free 是可以check
是否有overwite 到着48byte 中的数值,一般为了速度,只检查8到16byte

另外为什么不把这剩下的48byte 放到freelist 中其他level 中呢,这个可能
因为本来buddy 系统的缺点就是容易产生碎片,这样的话就更碎了

关于free or alloc node 的示意图:

假设

最小块为2^4=16,着是由mem_alloc_hdr_type (12byte)决定的, 实际可分配4byte

如果假定最大max_block_size =1024,

如果pool 有mem_free_hdr_type[0]上挂了两个1024的block node

上图是free node, 下图紫色为alloc node

接下来主要是buddy 系统的操作主要包括pool init , mem alloc ,mem free

pool init :
1. 将实际pool 的大小去掉mem_pool_table 结构大小后的size 放到
     mem_pool_size, 并且修改实际mem_pool_ptr指向前进mem_pool_table
     结构大小的地址
2. 接下来主要将mem_pool_size 大小的内存,按最大块挂到free_lists 上
    level 为0的list 上,然后小于该level block size 部分,继续挂大下一
    级,循环到全部处理完成 (感觉实际用于pool的size ,应该为减去
    mem_pool_table 的大小,然后和最大块的size 对齐,这样比较好,
    但没有实际测试过)


mem alloc:
    这部分相当简单,先根据请求mem的size ,实际分配时需要加上mem_alloc_hdr_type
这12byte ,然后根据调整后的size,计算实际应该在那个 level上分配,如果有相应级
很简单,直接返回,如果没有,一级一级循环查找,找到后,把省下的部分,在往下一级
一级插入到对应级的freelist 上

mem free:
     其中free 的地址,减去12 就可以获得mem_alloc_hdr_type 结构
     然后确定buddy 在该被free block 前,还是后面, 然后合并buddy,
     循环寻找上一级的buddy ,有就再合并,只到最大block size 那级

关于这个算法,在<<The Art of Computer Programming>> vol 1,的

动态存储分配中有描述,对于那些只有OSAL 的小系统,该算法相当有用

网上有很简单的buddy算法的实现，但是只是toy，总内存大小不能动态调整

http://coolshell.cn/articles/10427.html

buddy2_new只是申请了一块小内存，用于管理大内存的分配,设这块大内存的起始地址是realstart.对于buddy2而言，是按照page管理大内存的。

对于buddy2_alloc返回的偏移是offset, 而实际的内存偏移应该是 realstart+offset*pageSize

内存管理算法--Buddy伙伴算法相关推荐

Linux内存分配与回收——伙伴算法
目录简介背景内存管理机制当前存在的问题伙伴算法算法原理内存分配内存回收优缺点分析参考简介在Linux系统中,内存的分配与回收速率直接影响系统的存取效率.当内核频繁请求和释放不同 ...
【Linux 内核内存管理】分区伙伴分配器 ② ( free_area 空闲区域结构体源码 | 分配标志位 | GFP_ZONE_TABLE 标志位区域类型映射表 |分配标志位对应的内存区域类型 )
文章目录一.free_area 空闲区域结构体源码分析二.分配标志位三.GFP_ZONE_TABLE 标志位区域类型映射表四.分配标志位对应的内存区域类型一.free_area 空闲区域结构 ...
内存管理之页面置换算法
前面我们提到了关于内存管理的一些知识,交换技术和虚拟内存是两种常用的处理内存过载的办法.对于虚拟内存,进行换入换出的基本单位是页面.当进程访问的页面没有被映射到内存时,操作系统必须在内存中选择一个页面 ...
Linux内存管理 —— 为buddy做准备：MMU, TLB, ZONE
本文都是假设系统是32位,页大小为4KB,基于ARM架构(不过和体系结构相关的内容不多). 1. 了解MMU 在启用MMU的Linux内核中,CPU是通过虚拟地址来访问物理内存的.MMU(Memory ...
【Linux 内核内存管理】分区伙伴分配器 ⑦ ( z-＞watermark[WMARK_MIN] 最低水位计算 | min_free_kbytes 初始化 )
文章目录一.z->watermark[WMARK_MIN] 最低水位计算二.min_free_kbytes 初始化过程三.最低水位计算过程四.nr_free_buffer_pages 函 ...
嵌入式Linux驱动笔记(二十九)------内存管理之伙伴算法(Buddy)分析
你好!这里是风筝的博客, 欢迎和我一起交流. 我们知道,在一个通用操作系统里,频繁申请内存释放内存都会出现一个非常著名的内存管理问题:内存碎片. 学过操作系统的都知道,有很多行之有效的方法(比如:记录 ...
内存管理 slub算法
内核管理页面使用了2个算法:伙伴算法和slub算法,伙伴算法以页为单位管理内存,但在大多数情况下,程序需要的并不是一整页,而是几个.几十个字节的小内存.于是需要另外一套系统来完成对小内存的管理,这就是 ...
OS / Linux / 伙伴（buddy）算法
通常情况下,一个高级操作系统必须要给进程提供基本的.能够在任意时刻申请和释放任意大小内存的功能,就像 malloc 函数那样,然而,实现 malloc 函数并不简单,由于进程申请内存的大小是任意的,如 ...
Linux内存管理之slab 1：slab原理（+buddy伙伴系统）
Linux内存管理之slab 1:slab原理(+buddy伙伴系统) 1. 为什么有了Buddy(伙伴系统)还需要slab? 1.1 什么是伙伴系统? 1.1.1 伙伴系统思想 1.2 伙伴系统例子 ...

内存管理算法--Buddy伙伴算法

内存管理算法--Buddy伙伴算法相关推荐

最新文章

热门文章