Linux 内核 内存管理物理分配页 ⑥ ( get_page_from_freelist 快速路径调用函数源码分析 | 检查内存区域水线 | 判定节点回收 | 判定回收距离 | 回收分配页 )

Posted 2022-04-28 韩曙亮

文章目录

• 一、检查内存区域水线
• 二、判定节点收回是否开启、回收距离是否合法
• 三、回收没有使用的页、再次检查区域水线
• 四、分配物理页
• 五、本博客涉及到的处理过程源码

在 【Linux 内核 内存管理】物理分配页 ② ( __alloc_pages_nodemask 函数参数分析 | __alloc_pages_nodemask 函数分配物理页流程 ) 博客中 , 分析了 __alloc_pages_nodemask 函数分配物理页流程如下 :

首先 , 根据 gfp_t gfp_mask 分配标志位 参数 , 得到 " 内存节点 “ 的 首选 ” 区域类型 " 和 " 迁移类型 " ;

然后 , 执行 " 快速路径 " , 第一次分配 尝试使用 低水线分配 ;

如果上述 " 快速路径 " 分配失败 , 则执行 " 慢速路径 " 分配 ;

上述涉及到了 " 快速路径 " 和 " 慢速路径 " $2$ 种物理页分配方式 ;

在 【Linux 内核 内存管理】物理分配页 ④ ( __alloc_pages_nodemask 函数源码分析 | 快速路径 | 慢速路径 | get_page_from_freelist 源码 ) 博客中 , 介绍了 快速路径 主要调用 定义在 Linux 内核源码的 linux-4.12\\mm\\page_alloc.c#3017 位置的 get_page_from_freelist 函数 , 分配物理页内存 ;

接着 【Linux 内核 内存管理】物理分配页 ⑤ ( get_page_from_freelist 快速路径调用函数源码分析 | 遍历备用区域列表 | 启用 cpuset 检查判定 | 判定脏页数量 ) 博客 , 分析 get_page_from_freelist 函数中的源码 ;

一、检查内存区域水线

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在 get_page_from_freelist 快速路径调用函数 中 , 执行如下操作 :

遍历备用区域列表

启用 cpuset 检查判定

判定脏页数量

然后 , 检查 内存区域水线 , 如果 内存区域 " 空闲页数 - 申请内存页数 " 小于 区域水线 , 则执行对应操作 ;

先获取 区域水线 ,

mark = zone->watermark[alloc_flags & ALLOC_WMARK_MASK];

源码路径 : linux-4.12\\mm\\page_alloc.c#3067

判定 内存区域 " 空闲页数 - 申请内存页数 " 是否 小于 区域水线 , 如果小于 , 则命中该分支 , 执行对应操作 ;

		if (!zone_watermark_fast(zone, order, mark,
				       ac_classzone_idx(ac), alloc_flags))

源码路径 : linux-4.12\\mm\\page_alloc.c#3068

二、判定节点收回是否开启、回收距离是否合法

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假如 当前 内存节点 没有开启 节点回收 功能 , 或者 当前内存节点 距离 首选节点 的长度 大于 " 回收距离 " ,

则 不能从该 " 内存区域 " 分配 物理页 , continue 中断本次循环 , 继续遍历其它 内存区域 ;

			if (node_reclaim_mode == 0 ||
			    !zone_allows_reclaim(ac->preferred_zoneref->zone, zone))
				continue;

源码路径 : linux-4.12\\mm\\page_alloc.c#3077

三、回收没有使用的页、再次检查区域水线

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从 内存节点 回收 申请的 没有被映射到 进程虚拟地址空间 的 物理页 ,

再次 检查 内存区域水线 ,

如果 内存区域 " 空闲页数 - 申请内存页数 " 小于 区域水线 ,

则 不能从该 " 内存区域 " 分配 物理页 , continue 中断本次循环 , 继续遍历其它 内存区域 ;

			ret = node_reclaim(zone->zone_pgdat, gfp_mask, order);
			switch (ret) 
			case NODE_RECLAIM_NOSCAN:
				/* did not scan */
				continue;
			case NODE_RECLAIM_FULL:
				/* scanned but unreclaimable */
				continue;
			default:
				/* did we reclaim enough */
				if (zone_watermark_ok(zone, order, mark,
						ac_classzone_idx(ac), alloc_flags))
					goto try_this_zone;

				continue;
			

源码路径 : linux-4.12\\mm\\page_alloc.c#3081

四、分配物理页

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如果上述判定都得到满足 ,

则 调用 rmqueue 函数 , 从当前 内存区域 分配 物理页 ,

如果分配成功 , page 不为 0 , 则 if (page) 分支命中 , 调用 prep_new_page 函数 , 初始化 物理页 ;

try_this_zone:
		page = rmqueue(ac->preferred_zoneref->zone, zone, order,
				gfp_mask, alloc_flags, ac->migratetype);
		if (page) 
			prep_new_page(page, order, gfp_mask, alloc_flags);

			/*
			 * If this is a high-order atomic allocation then check
			 * if the pageblock should be reserved for the future
			 */
			if (unlikely(order && (alloc_flags & ALLOC_HARDER)))
				reserve_highatomic_pageblock(page, zone, order);

			return page;
		
	

源码路径 : linux-4.12\\mm\\page_alloc.c#3099

五、本博客涉及到的处理过程源码

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本博客涉及到的处理过程源码 :

		mark = zone->watermark[alloc_flags & ALLOC_WMARK_MASK];
		if (!zone_watermark_fast(zone, order, mark,
				       ac_classzone_idx(ac), alloc_flags)) 
			int ret;

			/* Checked here to keep the fast path fast */
			BUILD_BUG_ON(ALLOC_NO_WATERMARKS < NR_WMARK);
			if (alloc_flags & ALLOC_NO_WATERMARKS)
				goto try_this_zone;

			if (node_reclaim_mode == 0 ||
			    !zone_allows_reclaim(ac->preferred_zoneref->zone, zone))
				continue;

			ret = node_reclaim(zone->zone_pgdat, gfp_mask, order);
			switch (ret) 
			case NODE_RECLAIM_NOSCAN:
				/* did not scan */
				continue;
			case NODE_RECLAIM_FULL:
				/* scanned but unreclaimable */
				continue;
			default:
				/* did we reclaim enough */
				if (zone_watermark_ok(zone, order, mark,
						ac_classzone_idx(ac), alloc_flags))
					goto try_this_zone;

				continue;
			
		

源码路径 : linux-4.12\\mm\\page_alloc.c#3067