Linux伙伴系统(三)--分配页

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前面已经介绍了伙伴系统的原理和Linux伙伴系统的数据结构，现在来看伙伴系统是如何来分配页面的。实际上，伙伴系统分配页面的算法并不复杂，但是由于考虑到分配内存时要尽量减少碎片的产生(涉及迁移机制)以及当内存不足时需要采取各种更为积极的手段，使得内核分配页面的相关函数完整地分析起来比较复杂庞大。在这里，我们只关注分配时最一般的情况，而其他情况的处理在以后单独拿出来讨论。

我们从__alloc_pages_nodemask()这个函数开始分析，所有的分配页面的函数最终都会落到这个函数上面，它是伙伴系统的入口。

struct page *
__alloc_pages_nodemask(gfp_t gfp_mask, unsigned int order,
			struct zonelist *zonelist, nodemask_t *nodemask)
{
	/*根据gfp_mask确定分配页所处的管理区*/
	enum zone_type high_zoneidx = gfp_zone(gfp_mask);
	struct zone *preferred_zone;
	struct page *page;
	/*根据gfp_mask得到迁移类分配页的型*/
	int migratetype = allocflags_to_migratetype(gfp_mask);

	gfp_mask &= gfp_allowed_mask;

	lockdep_trace_alloc(gfp_mask);

	might_sleep_if(gfp_mask & __GFP_WAIT);

	if (should_fail_alloc_page(gfp_mask, order))
		return NULL;

	/*
	 * Check the zones suitable for the gfp_mask contain at least one
	 * valid zone. It's possible to have an empty zonelist as a result
	 * of GFP_THISNODE and a memoryless node
	 */
	if (unlikely(!zonelist->_zonerefs->zone))
		return NULL;

	/* The preferred zone is used for statistics later */
	/*从zonelist中找到zone_idx与high_zoneidx相同的管理区，也就是之前认定的管理区*/
	first_zones_zonelist(zonelist, high_zoneidx, nodemask, &preferred_zone);
	if (!preferred_zone)
		return NULL;

	/* First allocation attempt */
	page = get_page_from_freelist(gfp_mask|__GFP_HARDWALL, nodemask, order,
			zonelist, high_zoneidx, ALLOC_WMARK_LOW|ALLOC_CPUSET,
			preferred_zone, migratetype);
	if (unlikely(!page))
		/*第一次分配失败的话则会用通过一条低速路径来进行第二次分配，包括唤醒页换出守护进程等等*/
		page = __alloc_pages_slowpath(gfp_mask, order,
				zonelist, high_zoneidx, nodemask,
				preferred_zone, migratetype);

	trace_mm_page_alloc(page, order, gfp_mask, migratetype);
	return page;
}

• 首先要做的就是找到指定的分配管理区，管理区的编号保存在high_zoneidx中
• 然后就是尝试第一次分配，流程是从指定的管理区开始扫描管理区-->找到充足的管理区-->从指定的迁移类型链表中分配内存-->如果在指定迁移类型中找不到则到其他的迁移类型中去寻找
• 如果第二步在各个区域都找不到可以满足分配的内存了，那么说明管理区的内存已经确实不够了，于是开始启用一条慢速的途径来分配，包括尝试去换出一些不经常使用的页等等，内核会在这次分配中表现得更为积极，其中的细节涉及到了其他一些复杂的东西，以后再做分析

static struct page *
get_page_from_freelist(gfp_t gfp_mask, nodemask_t *nodemask, unsigned int order,
		struct zonelist *zonelist, int high_zoneidx, int alloc_flags,
		struct zone *preferred_zone, int migratetype)
{
	struct zoneref *z;
	struct page *page = NULL;
	int classzone_idx;
	struct zone *zone;
	nodemask_t *allowednodes = NULL;/* zonelist_cache approximation */
	int zlc_active = 0;		/* set if using zonelist_cache */
	int did_zlc_setup = 0;		/* just call zlc_setup() one time */

	/*获取管理区的编号*/
	classzone_idx = zone_idx(preferred_zone);
zonelist_scan:
	/*
	 * Scan zonelist, looking for a zone with enough free.
	 * See also cpuset_zone_allowed() comment in kernel/cpuset.c.
	 */
    /*从认定的管理区开始遍历，直到找到一个拥有足够空间的管理区，
	  例如，如果high_zoneidx对应的ZONE_HIGHMEM，则遍历顺序为HIGHMEM-->NORMAL-->DMA，
	  如果high_zoneidx对应ZONE_NORMAL，则遍历顺序为NORMAL-->DMA*/
	for_each_zone_zonelist_nodemask(zone, z, zonelist,
						high_zoneidx, nodemask) {
		if (NUMA_BUILD && zlc_active &&
			!zlc_zone_worth_trying(zonelist, z, allowednodes))
				continue;

		/*检查给定的内存域是否属于该进程允许运行的CPU*/
		if ((alloc_flags & ALLOC_CPUSET) &&
			!cpuset_zone_allowed_softwall(zone, gfp_mask))
				goto try_next_zone;

		BUILD_BUG_ON(ALLOC_NO_WATERMARKS < NR_WMARK);
		if (!(alloc_flags & ALLOC_NO_WATERMARKS)) {
			unsigned long mark;
			int ret;
			
            /*通过alloc_flags来确定是使用何种水印，pages_min?pages_low?pages_high?
			  选择了一种水印，就要求分配后的空闲不低于该水印才能进行分配*/
			mark = zone->watermark[alloc_flags & ALLOC_WMARK_MASK];

			/*如果管理区的水位线处于正常水平，则在该管理区进行分配*/
			if (zone_watermark_ok(zone, order, mark,
				    classzone_idx, alloc_flags))
				goto try_this_zone;

			if (zone_reclaim_mode == 0)
				goto this_zone_full;

			/*下面这部分都是针对NUMA架构的申请页面回收*/
			ret = zone_reclaim(zone, gfp_mask, order);
			switch (ret) {
			case ZONE_RECLAIM_NOSCAN:/*没有进行回收*/
				/* did not scan */
				goto try_next_zone;
			case ZONE_RECLAIM_FULL:  /*没有找到可回收的页面*/
				/* scanned but unreclaimable */
				goto this_zone_full;
			default:
				/* did we reclaim enough */
				if (!zone_watermark_ok(zone, order, mark,
						classzone_idx, alloc_flags))
					goto this_zone_full;
			}
		}

try_this_zone:/*分配2^order个页*/
		page = buffered_rmqueue(preferred_zone, zone, order,
						gfp_mask, migratetype);
		if (page)
			break;
this_zone_full:
		if (NUMA_BUILD)
			zlc_mark_zone_full(zonelist, z);
try_next_zone:
		if (NUMA_BUILD && !did_zlc_setup && nr_online_nodes > 1) {
			/*
			 * we do zlc_setup after the first zone is tried but only
			 * if there are multiple nodes make it worthwhile
			 */
			allowednodes = zlc_setup(zonelist, alloc_flags);
			zlc_active = 1;
			did_zlc_setup = 1;
		}
	}

	if (unlikely(NUMA_BUILD && page == NULL && zlc_active)) {
		/* Disable zlc cache for second zonelist scan */
		zlc_active = 0;
		goto zonelist_scan;
	}
	return page;
}

• 从指定的管理区开始按照zonelist中定义的顺序来遍历管理区
• 如果该管理区的水位线正常，则调用buffered_rmqueue()在该管理区中分配
• 如果管理区的水位线过低，则在NUMA架构下会申请页面回收

static inline
struct page *buffered_rmqueue(struct zone *preferred_zone,
			struct zone *zone, int order, gfp_t gfp_flags,
			int migratetype)
{
	unsigned long flags;
	struct page *page;
	int cold = !!(gfp_flags & __GFP_COLD);
	int cpu;

again:
	cpu  = get_cpu();
	if (likely(order == 0)) {/*order为0，即要求分配一个页*/
		struct per_cpu_pages *pcp;
		struct list_head *list;

		pcp = &zone_pcp(zone, cpu)->pcp;/*获取本地CPU对应的pcp*/
		list = &pcp->lists[migratetype];/*获取和迁移类型对应的链表*/
		local_irq_save(flags);

		/*如果链表为空，则表示没有可分配的页，需要从伙伴系统中分配2^batch个页给list*/
		if (list_empty(list)) {
			pcp->count += rmqueue_bulk(zone, 0,
					pcp->batch, list,
					migratetype, cold);
			if (unlikely(list_empty(list)))
				goto failed;
		}

		if (cold)/*如果是需要冷页，则从链表的尾部获取*/
			page = list_entry(list->prev, struct page, lru);
		else     /*如果是需要热页，则从链表的头部获取*/
			page = list_entry(list->next, struct page, lru);
        
		list_del(&page->lru);
		pcp->count--;
	} else {
		if (unlikely(gfp_flags & __GFP_NOFAIL)) {
			/*
			 * __GFP_NOFAIL is not to be used in new code.
			 *
			 * All __GFP_NOFAIL callers should be fixed so that they
			 * properly detect and handle allocation failures.
			 *
			 * We most definitely don't want callers attempting to
			 * allocate greater than order-1 page units with
			 * __GFP_NOFAIL.
			 */
			WARN_ON_ONCE(order > 1);
		}
		spin_lock_irqsave(&zone->lock, flags);
		/*从管理区的伙伴系统中选择合适的内存块进行分配*/
		page = __rmqueue(zone, order, migratetype);
		spin_unlock(&zone->lock);
		if (!page)
			goto failed;
		__mod_zone_page_state(zone, NR_FREE_PAGES, -(1 << order));
	}

	__count_zone_vm_events(PGALLOC, zone, 1 << order);
	zone_statistics(preferred_zone, zone);
	local_irq_restore(flags);
	put_cpu();

	VM_BUG_ON(bad_range(zone, page));
	if (prep_new_page(page, order, gfp_flags))
		goto again;
	return page;

failed:
	local_irq_restore(flags);
	put_cpu();
	return NULL;
}

• 该函数分两种情况进行处理，一种是只要求分配单个页框，另一种是要求分配多个连续页框
• 对于单个页面，内核选择从每CPU页框高速缓存中分配，它的核心描述结构也是MIGRATE_TYPES个链表，只不过链表中的元素都是单个页。这些页分为热页和冷页，所谓热页就是还处在CPU高速缓存中的页，相反，冷页就是不存在于高速缓存中的页。对于单个页框的申请，分配热页可以提高效率。需要注意的是，越靠近链表头的页越热，越靠近链表尾的页越冷，因为每次释放单个页框的时候，页框是插入到链表的头部的，也就是说靠近头部的页框是最近才释放的，因此最有可能存在于高速缓存当中
• 对于连续的页框分配，通过调用__rmqueue()来完成分配

static struct page *__rmqueue(struct zone *zone, unsigned int order,
						int migratetype)
{
	struct page *page;

retry_reserve:
	
	page = __rmqueue_smallest(zone, order, migratetype);

	/*如果分配失败并且迁移类型不是MIGRATE_RESERVE(如果是MIGRATE_RESERVE，
	  则表明已经没有其他的迁移类型可供选择了)*/
	if (unlikely(!page) && migratetype != MIGRATE_RESERVE) {
		page = __rmqueue_fallback(zone, order, migratetype);

		/*
		 * Use MIGRATE_RESERVE rather than fail an allocation. goto
		 * is used because __rmqueue_smallest is an inline function
		 * and we want just one call site
		 */
		if (!page) {
			migratetype = MIGRATE_RESERVE;
			goto retry_reserve;
		}
	}

	trace_mm_page_alloc_zone_locked(page, order, migratetype);
	return page;
}

• 首先按照指定的迁移类型，调用__rmqueue_smallest()来分配对应的内存块,该函数是伙伴系统的算法体现
• 如果分配失败，则说明指定的迁移类型中没有充足的内存来满足分配，这时就要按fallbacks中定义的顺序从其他的迁移链表中寻找了，__rmqueue_fallback()函数较为复杂，体现了利用迁移类型来避免碎片的思想，后面单独拿出来分析

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) {

		/*获取和现在的阶数对应的free_area*/
		area = &(zone->free_area[current_order]);

		/*和迁移类型对应的free_list为空则不执行下面的内容*/
		if (list_empty(&area->free_list[migratetype]))
			continue;
		
        /*得到满足要求的页块中的第一个页描述符*/
		page = list_entry(area->free_list[migratetype].next,
							struct page, lru);
		list_del(&page->lru);
		rmv_page_order(page);/*将page的private域设为0*/
		area->nr_free--;         /*内存块数减1*/
		
		/*进行拆分(在current_order>order的情况下)*/
		expand(zone, page, order, current_order, area, migratetype);
		return page;
	}

	return NULL;
}

 

static inline void expand(struct zone *zone, struct page *page,
	int low, int high, struct free_area *area,
	int migratetype)
{
	unsigned long size = 1 << high;/*order为high的页块对应的页框数*/

	/*申请的order为low,实际分配的块对应的order为high
	  如果high大于low则要将大块进行拆分，并且将拆分后的伙伴块添加到下一级order的块链表中去*/
	while (high > low) {
		area--;/*area减1得到下一级order对应的area*/
		high--;/*high减1表明进行了一次拆分*/
		size >>= 1;/*拆分一次size就要除以2*/
		VM_BUG_ON(bad_range(zone, &page[size]));

		/*通过size来定位拆分后的伙伴块的起始页框描述符，
		并将其作为第一个块添加到下一级order的块链表中*/
		list_add(&page[size].lru, &area->free_list[migratetype]);
		area->nr_free++;/*该order区域的块数加1*/
		set_page_order(&page[size], high);/*设定private域为high*/
	}
}

只需要注意一点，一个块的定位可以由块首的起始页对应的描述符和order(size)来定位，因此只需要将一个块的第一个页描述符链入相应的链表就可以了。