linux內存管理夥伴算法（基本概念介紹）

在系統初始化進行到夥伴系統分配器可以承擔內存管理的責任後，必須停用bootmem分配器，畢竟不能同時用兩個分配器管理內存。在UMA和 NUMA系統上，停用分別由free_all_bootmem和free_all_bootmem_node完成（前面的博客已經詳細討論過）。夥伴系統 基於一種相對簡單而使人吃驚的強大算法，它結合了優秀內存分配器的兩個關鍵特性：速度和效率。Linux內核中採用了一種同時適用於32位和64位系統的 內存分頁模型，對於32位系統來講，兩級頁表足夠用了，而在x86_64系統中，用到了四級頁表，四級頁表分別爲：

頁全局目錄(Page Global Directory)

頁上級目錄(Page Upper Directory)

頁中間目錄(Page Middle Directory)

頁表(Page Table)

頁全局目錄包含若干頁上級目錄的地址，頁上級目錄又依次包含若干頁中間目錄的地址，而頁中間目錄又包含若干頁表的地址，每個頁表項指向一個頁框。Linux中採用4KB

大小的頁框做爲標準的內存分配單元。

 

在實際應用中，常常須要分配一組連續的頁框，而頻繁地申請和釋放不一樣大小的連續頁框，必然致使在已分配頁框的內存塊中分散了許多小塊的空閒頁框。這樣，即便這些頁框
是空閒的，其餘須要分配連續頁框的應用也很可貴到知足。爲了不出現這種狀況，Linux內核中引入了夥伴系統算法(buddy system)。把全部的空閒頁框分組爲11個塊鏈表，每一個塊鏈表分別包含大小爲1，2，4，8，16，32，64，128，256，512和1024個連續頁框的頁框塊。最大能夠申請1024個連續頁框，對應4MB大小的連續內存。每一個頁框塊的第一個頁框的物理地址是該塊大小的整數倍。假設要申請一個256個頁框的塊，先從256個頁框的鏈表中查找空閒塊，若是沒有，就去512個頁框的鏈表中找，找到了則將頁框塊分爲2個256個頁框的塊，一個分配給應用，另一個移到256個頁框的鏈表中。若是512個頁框的鏈表中仍沒有空閒塊，繼續向1024個頁框的鏈表查找，若是仍然沒有，則返回錯誤。
頁框塊在釋放時，會主動將兩個連續的頁框塊合併爲一個較大的頁框塊。

爲清楚瞭解其分配製度，先給個夥伴系統數據的存儲框圖以下：

也就是每一個order對應一個free_area結構，free_area以不一樣的類型以鏈表的方式存儲這些內存塊。

主要的數據域結構分析：

struct zone
{
      ...
      ...
      struct free_area free_area[MAX_ORDER];
      ...
};

struct free_area {
    struct list_head    free_list[MIGRATE_TYPES];
    unsigned long       nr_free;
};

nr_free 指定了當前內存區中空閒頁塊的數目（對0階內存區逐頁計算，對1階內存區計算頁對的數目，對2階內存區計算4頁集合的數目，依此類推）。 free_list是用於鏈接空閒頁的鏈表。order（階）是夥伴系統中一個很是重要的概念，它描述了內存分配的數量單位，內存塊的長度是2的 order次方，其中order的範圍從0到MAX_ORDER，而MAX_ORDER的值一般設置爲11，這意味着一次分配能夠請求的頁數最大是 2048（2的11次方）。但若是特定於體系結構的代碼設置了FORCE_MAX_ZONEORDER配置選項，該值也能夠手工改變。 MIGRATE_TYPES指定了遷移類型的種類數。

#define MIGRATE_UNMOVABLE     0   //不可移動頁：在內存中有固定位置，不能移動到其餘地方
#define MIGRATE_RECLAIMABLE   1   //可回收頁：不能直接移動，但能夠刪除，其內容能夠從某些源從新生成
#define MIGRATE_MOVABLE       2   //可移動頁：能夠隨意的移動
#define MIGRATE_RESERVE       3   //若是向具備特定可移動性地列表請求分配內存失敗，這種緊急狀況下能夠從MIGRATE_RESERVE分配內存
#define MIGRATE_ISOLATE       4  //是一個特殊的虛擬區域，用於跨域NUMA結點移動物理內存頁，在大型系統上，它有益於將物理內存頁移動到接近因而用該頁最頻繁的CPU
#define MIGRATE_TYPES         5  //只是表示遷移類型的數目，不表明具體的區域

在夥伴系統中，每種遷移類型都對應於一個空閒列表。