【原创】(七)Linux内存管理 - zoned page frame allocator - 2

背景

Read the fucking source code! --By 鲁迅

A picture is worth a thousand words. --By 高尔基

说明：

Kernel版本：4.14

ARM64处理器，Contex-A53，双核

使用工具：Source Insight 3.5， Visio

1. 概述

本文将分析Buddy System。

Buddy System伙伴系统，是通过将物理内存划分为页面来进行管理的系统，支持连续的物理页面分配和释放。此外，使用与碎片相关的算法来确保最大的连续页面。

先通过一个例子大体介绍一下原理吧：

空闲的物理页框按大小分组成0~MAX_ORDER个链表，每个链表存放页框的大小为2的n次幂，其中n在0 ~ MAX_ORDER-1中取值。

假设请求分配2^8 = 256个页框块：

检查n = 8的链表，检查是否有空闲块，找到了则直接返回；

没有找到满足需求的，则查找n = 9的链表，找到512大小空闲块，拆分成两个256大小块，将其中一个256大小块返回，另一个256大小块添加到n = 8的链表中；

在n = 9的链表中没有找到合适的块，则查找n = 10的链表，找到1024大小空闲块，将其拆分成512 + 256 + 256大小的块，返回需要获取的256大小的块，将剩下的512大小块插入n = 9链表中，剩下的256大小块插入n = 8的链表中；

合并过程是上述流程的逆过程，试图将大小相等的Buddy块进行合并成单独的块，并且会迭代合并下去，尝试合并成更大的块。合并需要满足要求：

两个Buddy块大小一致；

它们的物理地址连续；

第一个Buddy块的起始地址为 (2 x N x 4K)的整数倍，其中4K为页面大小，N为Buddy块的大小；

struct page结构中，与Buddy System相关的字段有：

_mapcount： 用于标记page是否处在Buddy System中，设置成-1或PAGE_BUDDY_MAPCOUNT_VALUE(-128)；

private： 一个2^k次幂的空闲块的第一个页描述符中，private字段存放了块的order值，也就是k值；

index： 存放MIGRATE类型；

_refcount： 用户使用计数值，没有用户使用为0，有使用的话则增加；

合并时如下图所示：

2. Buddy页面分配

Buddy页面分配的流程如下图所示：

从上图中可以看出，在页面进行分配的时候，有以下四个步骤：

如果申请的是order = 0的页面，直接选择从pcp中进行分配，并直接退出；

order > 0时，如果分配标志中设置了ALLOC_HARDER，则从free_list[MIGRATE_HIGHATOMIC]的链表中进行页面分配，分配成功则返回；

前两个条件都不满足，则在正常的free_list[MIGRATE_*]中进行分配，分配成功则直接则返回；

如果3中分配失败了，则查找后备类型fallbacks[MIGRATE_TYPES][4]，并将查找到的页面移动到所需的MIGRATE类型中，移动成功后，重新尝试分配；

如下图：

上述分配的过程，前3个步骤都会调用到__rmqueue_smallest，第4步调用__rmqueue_fallback，将从这两个函数来分析。

2.1 __rmqueue_smallest

__rmqueue_smallest的源代码比较简单，贴上来看看吧：

static inline

struct page *__rmqueue_smallest(struct zone *zone, unsigned int order,

int migratetype)

{

unsigned int current_order;

struct free_area *area;

struct page *page;

/* Find a page of the appropriate size in the preferred list */

for (current_order = order; current_order < MAX_ORDER; ++current_order) {

area = &(zone->free_area[current_order]);

page = list_first_entry_or_null(&area->free_list[migratetype],

struct page, lru);

if (!page)

continue;

list_del(&page->lru);

rmv_page_order(page);

area->nr_free--;

expand(zone, page, order, current_order, area, migratetype);

set_pcppage_migratetype(page, migratetype);

return page;

}

return NULL;

}

从代码中可以看出：

从申请的order大小开始查找目标MIGRATE类型链表中页表，如果没有找到，则从更大的order中查找，直到MAX_ORDER；

查找到页表之后，从对应的链表中删除掉，并调用expand函数进行处理；

expand函数的处理逻辑就跟本文概述中讲的例子一样，当在大的order链表中申请到了内存后，剩余部分会插入到其他的order链表中，来一张图就清晰了：

2.2 __rmqueue_fallback

当上述过程没有分配到内存时，便会开始从后备迁移类型中进行分配。

其中，定义了一个全局的二维fallbacks的数组，并根据该数组进行查找，代码如下：

/*

* This array describes the order lists are fallen back to when

* the free lists for the desirable migrate type are depleted

*/

static int fallbacks[MIGRATE_TYPES][4] = {

[MIGRATE_UNMOVABLE] = { MIGRATE_RECLAIMABLE, MIGRATE_MOVABLE, MIGRATE_TYPES },

[MIGRATE_RECLAIMABLE] = { MIGRATE_UNMOVABLE, MIGRATE_MOVABLE, MIGRATE_TYPES },

[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

};

__rmqueue_fallback完成的主要工作就是从后备fallbacks中找到一个迁移类型页面块，将其移动到目标类型中，并重新进行分配。

下图将示例整个流程：

3. Buddy页面释放

页面释放是申请的逆过程，相对来说要简单不少，先看一下函数调用图吧：

当order = 0时，会使用Per-CPU Page Frame来释放，其中：

MIGRATE_UNMOVABLE, MIGRATE_RECLAIMABLE, MIGRATE_MOVABLE三个按原来的类型释放；

MIGRATE_CMA, MIGRATE_HIGHATOMIC类型释放到MIGRATE_UNMOVABLE类型中；

MIGRATE_ISOLATE类型释放到Buddy系统中；

此外，在PCP释放的过程中，发生溢出时，会调用free_pcppages_bulk()来返回给Buddy系统。来一张图就清晰了：

在整个释放过程中，核心函数为__free_one_page，该函数的核心逻辑部分如下所示：

continue_merging:

while (order < max_order - 1) {

buddy_pfn = __find_buddy_pfn(pfn, order);

buddy = page + (buddy_pfn - pfn);

if (!pfn_valid_within(buddy_pfn))

goto done_merging;

if (!page_is_buddy(page, buddy, order))

goto done_merging;

/*

* Our buddy is free or it is CONFIG_DEBUG_PAGEALLOC guard page,

* merge with it and move up one order.

*/

if (page_is_guard(buddy)) {

clear_page_guard(zone, buddy, order, migratetype);

} else {

list_del(&buddy->lru);

zone->free_area[order].nr_free--;

rmv_page_order(buddy);

}

combined_pfn = buddy_pfn & pfn;

page = page + (combined_pfn - pfn);

pfn = combined_pfn;

order++;

}

__find_buddy_pfn： 根据释放页面的pfn计算对应的buddy_pfn，比如pfn = 0x1000, order = 3，则buddy_pfn = 0x1008，pfn = 0x1008, order = 3，则buddy_pfn = 0x1000；

page_is_buddy：将page和buddy进行配对处理，判断是否能配对；

进行combine之后，再将pfn指向合并后的开始位置，继续往上一阶进行合并处理；

按照惯例，再来张图片吧：

不得不说，还有很多细节没有去扣，一旦沉沦，将难以自拔，待续吧。

原文链接:https://www.cnblogs.com/LoyenWang/p/11666939.html

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