一、物理內(nèi)存的組織形式：

　　由于物理內(nèi)存是連續(xù)的，頁(yè)也是連續(xù)的，每個(gè)頁(yè)的大小一樣，從0開(kāi)始給每個(gè)頁(yè)編號(hào)，每個(gè)頁(yè)用struct page表示，存放在一個(gè)大數(shù)組里。因此對(duì)于任何一個(gè)地址，只要除以頁(yè)的大小，就可以得到對(duì)應(yīng)頁(yè)的編號(hào)，根據(jù)下標(biāo)就可以找到對(duì)應(yīng)的struct page結(jié)構(gòu)，這種模型是最經(jīng)典的平坦內(nèi)存模型：

　　所有的CPU總是通過(guò)總線去訪問(wèn)內(nèi)存，這是最經(jīng)典的內(nèi)存使用方法，它可以使用平坦內(nèi)存模型來(lái)管理內(nèi)存：

　　在這種模式下，所有的CPU都在總線的一側(cè)，所有的內(nèi)存組成一大塊內(nèi)存在總線的另外一側(cè)，CPU訪問(wèn)內(nèi)存都需要通過(guò)總線訪問(wèn)，而且距離都是一樣的，這種模式稱為SMP(Symmetric multiprocessing)，即為對(duì)稱多處理器。這種模式有一個(gè)顯著的缺點(diǎn)，就是每個(gè)CPU訪問(wèn)內(nèi)存都需要通過(guò)總線，那么總線就會(huì)成為瓶頸：

　　為了提高性能，有了一種更加高級(jí)的模式，NUMA(Non-uniform memory access)，非一致內(nèi)存訪問(wèn)。這種模式下，內(nèi)存不是組成連續(xù)的一大塊，而是每個(gè)CPU都有自己的一塊內(nèi)存，CPU訪問(wèn)內(nèi)存不需要經(jīng)過(guò)總線，所以速度上會(huì)更快，每個(gè)CPU和內(nèi)存組成一個(gè)NUMA節(jié)點(diǎn)。但是在本地內(nèi)存不足的情況下，每個(gè)CPU會(huì)去其他NUMA節(jié)點(diǎn)申請(qǐng)內(nèi)存，此時(shí)內(nèi)存的訪問(wèn)時(shí)間就比較長(zhǎng)

　　這樣內(nèi)存被分為多個(gè)節(jié)點(diǎn)，每個(gè)節(jié)點(diǎn)都分成一個(gè)一個(gè)的頁(yè)。由于頁(yè)是全局唯一定位的，所以每個(gè)頁(yè)都需要有一個(gè)全局唯一的頁(yè)號(hào)。但是由于物理內(nèi)存不再是連續(xù)的，所以頁(yè)號(hào)也不是連續(xù)的，于是內(nèi)存模型就變成了非連續(xù)內(nèi)存模型，管理起來(lái)就會(huì)比較復(fù)雜。

　　二、節(jié)點(diǎn)：

　　下面解析當(dāng)前主流場(chǎng)景，NUMA方式。

　　為了表示一個(gè)NUMA節(jié)點(diǎn)，內(nèi)核定義了struct pglist_struct這樣一個(gè)結(jié)構(gòu)體，如下：

　　每個(gè)節(jié)點(diǎn)都有自己的ID：node_id

　　node_mem_map是這個(gè)節(jié)點(diǎn)struct page數(shù)組，用于描述這個(gè)節(jié)點(diǎn)所有的頁(yè)

　　node_start_pfn是這個(gè)節(jié)點(diǎn)的起始頁(yè)號(hào)

　　node_spanned_pages是整個(gè)物理內(nèi)存包含的頁(yè)數(shù)目(包括空洞)

　　node_present_pages是真正可用的物理頁(yè)數(shù)目

　　例如：64M物理內(nèi)存隔著4M的空洞，然后再是另外的64M，換算成頁(yè)數(shù)目，分別是16K、1K、16K。那么node_spanned_pages就是33K，node_spanned_pages就是32K

　　每個(gè)節(jié)點(diǎn)被分為一個(gè)一個(gè)的區(qū)域zone，存放在node_zones數(shù)組中，數(shù)組的大小為MAX_NR_ZONES，定義如下：

　　這里說(shuō)明以下，這些分區(qū)都是對(duì)物理內(nèi)存的說(shuō)明：

　　ZONE_DMA：用作DMA的物理內(nèi)存

　　ZONE_DMA32：對(duì)于64位CPU，還有這個(gè)DMA區(qū)域

　　ZONE_NORMAL：就是直接映射區(qū)

　　ZONE_MOVABLE：可移動(dòng)區(qū)域，通過(guò)將物理內(nèi)存劃分為可移動(dòng)分配區(qū)域和不可移動(dòng)分配區(qū)域來(lái)避免內(nèi)存碎片

　　__MAX_NR_ZONES：內(nèi)存區(qū)域的數(shù)量

　　內(nèi)核中有一個(gè)數(shù)組用來(lái)存放節(jié)點(diǎn)：

　　三、區(qū)域：

　　到這里，將內(nèi)存分為節(jié)點(diǎn)，將節(jié)點(diǎn)分為區(qū)域，下面來(lái)看一看區(qū)域的定義

　　區(qū)域是zone結(jié)構(gòu)體表示：

　　zone_start_pfn：表示這個(gè)屬于這個(gè)zone的第一個(gè)頁(yè)

　　spanned_pages：注釋里有spanned_pages = zone_end_pfn - zone_start_pfn，表示spanned_pages就是結(jié)束頁(yè)面減去起始頁(yè)面的頁(yè)面數(shù)，不管中間是否存在空洞

　　present_pages：注釋里有spanned_pages - absent_pages(pages in holes)，表示減去空洞后的頁(yè)面數(shù)

　　managed_pages：注釋中有managed_pages = present_pages - reserved_pages,表示這個(gè)zone中被伙伴系統(tǒng)管理的所有的page數(shù)目

　　per_cpu_pageset：用于區(qū)分冷熱頁(yè)。什么是冷熱頁(yè)？指的是一個(gè)頁(yè)是否被加載進(jìn)CPU的高速緩存中。

　　四、頁(yè)：

　　在了解區(qū)域后，再來(lái)看組成物理內(nèi)存最基本的單位頁(yè)，頁(yè)的數(shù)組結(jié)構(gòu)使用struct page表示。這個(gè)結(jié)構(gòu)體定義非常的復(fù)雜，因?yàn)橹С侄喾N使用模式，所以定義了許多union：

　　第一模式：

　　要用就使用一整頁(yè)。這一整頁(yè)的內(nèi)存要么直接跟虛擬地址建立映射關(guān)系，這中稱為匿名頁(yè)(Anonymous Page)。或者關(guān)聯(lián)一個(gè)文件，然后再跟虛擬地址建立映射

　　如果某一頁(yè)使用此模式，那么union就使用以下的結(jié)構(gòu)：

　　struct address_space *mapping 就是用于內(nèi)存映射，如果是匿名頁(yè)，最低位為1;如果是映射文件，最低位為0

　　pgoff_t index 是映射區(qū)的偏移量

　　atomic_t _mapcount 每個(gè)進(jìn)程都有自己的頁(yè)表，這個(gè)變量是指有多少個(gè)頁(yè)表映射到這個(gè)物理頁(yè)

　　struct list_head lru 表示這一頁(yè)應(yīng)該在鏈表上，如果這一頁(yè)被換出，那么就應(yīng)該在換出頁(yè)的鏈表中

　　compound相關(guān)的變量用于復(fù)合頁(yè)，就是將物理上連續(xù)的兩個(gè)或者多個(gè)看成一個(gè)獨(dú)立的大頁(yè)

　　第二種模式：

　　僅需要分配一小塊內(nèi)存，并不需要一整頁(yè)。為了滿足這種需求，Linux系統(tǒng)采用了一種被稱為slab allocator的技術(shù)，用于分配slab中的一小塊內(nèi)存。它的基本工作原理是申請(qǐng)一整塊頁(yè)，然后劃分成許多小塊的存儲(chǔ)池，用復(fù)雜的隊(duì)列來(lái)維護(hù)這些小塊的狀態(tài)(被分配了 / 被放回池子了 / 應(yīng)該被回收)

　　slab對(duì)于隊(duì)列的維護(hù)過(guò)于復(fù)雜，后來(lái)出現(xiàn)了一種不使用隊(duì)列的分配器slub allocator，它保留的slab的用戶接口，可以把它看作是slab的另一種實(shí)現(xiàn)

　　還有一種小塊內(nèi)存的分配器slob

　　如果某一頁(yè)被切分為一小塊一小塊，那么union中就會(huì)使用以下結(jié)構(gòu)：

　　s_mem 是已經(jīng)分配了正在使用的slab的第一個(gè)對(duì)象

　　freelist 是池子的空閑對(duì)象

　　rcu_head 是需要釋放的列表

　　五、頁(yè)的分配：

　　前面講了物理內(nèi)存的組織，從NUMA節(jié)點(diǎn)到區(qū)域到頁(yè)再到小塊。接下倆看物理內(nèi)存的分配

　　對(duì)于要分配比較大的內(nèi)存，例如分配頁(yè)級(jí)別的，可以使用伙伴系統(tǒng)(Buddy System)

　　Linux內(nèi)存管理的頁(yè)大小為4K。把所有空閑的頁(yè)分組為11個(gè)頁(yè)塊鏈表，每個(gè)鏈表管理相應(yīng)大小的頁(yè)塊，有1、2、4、8、16、32、64、128、256、512、1024個(gè)連續(xù)頁(yè)的頁(yè)塊。最大可以申請(qǐng)1024個(gè)連續(xù)的頁(yè)，對(duì)應(yīng)4M大小的連續(xù)內(nèi)存。每個(gè)頁(yè)塊第一頁(yè)的起始地址是該頁(yè)塊大小的整數(shù)倍：

　　在 struct zone 里面有以下的定義：

　　struct free_area free_area[MAX_ORDER];

　　MAX_ORDER表示2的指數(shù)：

　　#define MAX_ORDER 11

　　當(dāng)申請(qǐng)的頁(yè)塊大小介于free_area中兩個(gè)頁(yè)塊大小之間時(shí)，會(huì)選取更大的一個(gè)頁(yè)塊大小，或者如果對(duì)應(yīng)的大小沒(méi)有空閑的頁(yè)塊，那么也會(huì)分配一個(gè)更大的頁(yè)塊。在得到一個(gè)更大的頁(yè)塊后，會(huì)將其進(jìn)行拆分，然后將空閑的頁(yè)塊繼續(xù)插入到對(duì)應(yīng)頁(yè)塊大小的鏈表中

　　例如申請(qǐng)一個(gè)128個(gè)頁(yè)的頁(yè)塊，如果沒(méi)有，那么就找256，然后一直如此，直到能夠找到。如果找到的是256個(gè)頁(yè)的頁(yè)塊。那么就會(huì)將其拆分為128和128個(gè)頁(yè)大小的頁(yè)塊，然后將一個(gè)空閑的頁(yè)塊添加到128對(duì)應(yīng)的頁(yè)塊鏈表中

　　對(duì)于這些內(nèi)容，可以在 alloc_pages 函數(shù)中找到定義：

　　order：表示分配2的指數(shù)個(gè)頁(yè)的頁(yè)塊

　　gfp：分配標(biāo)志，表示要分配那么區(qū)域的物理頁(yè)

　　GFP_USER 表示分配一個(gè)頁(yè)映射到用戶虛擬地址空間，并且希望直接被內(nèi)核或者硬件訪問(wèn)，主要用于一個(gè)用戶進(jìn)程希望通過(guò)內(nèi)存映射的方式，訪問(wèn)硬件緩存(如顯卡緩存)

　　GFP_KERNEL 用于內(nèi)核中分配頁(yè)，主要分配 ZONE_NORMAL 區(qū)域的內(nèi)存

　　GFP_HIGHMEM 用于分配高端區(qū)域的物理內(nèi)存

　　接下來(lái)調(diào)用 get_page_from_freelist，這是伙伴系統(tǒng)的核心。它會(huì)先循環(huán)查找對(duì)應(yīng)節(jié)點(diǎn)的zone，如果找不到，那么就看備用節(jié)點(diǎn)的zone：

　　每一個(gè)zone，都有伙伴系統(tǒng)維護(hù)的各種大小的隊(duì)列

　　rmqueue 就是找到合適大小的隊(duì)列，然后將頁(yè)塊取下來(lái)

　　最終會(huì)調(diào)用到 __rmqueue_smallest：

　　從指定的區(qū)域中，按照當(dāng)前指定的指數(shù)開(kāi)始查找，如果找不到，那么就到更大的指數(shù)查找。除了將頁(yè)塊從鏈表取下，還要將多余的頁(yè)面插入到合適的鏈表中，expand 就是完成這個(gè)工作：

　　六、總結(jié)：

　　如果有多個(gè)CPU，就會(huì)有多個(gè)NUMA節(jié)點(diǎn)。每個(gè)節(jié)點(diǎn)使用 struct pglist_data 表示，存放在一個(gè)數(shù)組中

　　每個(gè)節(jié)點(diǎn)分為多個(gè)區(qū)域，每個(gè)區(qū)域使用 struct zone 表示，也存放在一個(gè)數(shù)組中

　　每個(gè)區(qū)域分為多個(gè)頁(yè)，空閑頁(yè)存放在 struct free_area 中，使用伙伴系統(tǒng)進(jìn)行管理和分配

　　每一頁(yè)都是使用 struct page 表示：