linux内存管理伙伴算法（基本概念介绍）

在系统初始化进行到伙伴系统分配器可以承担内存管理的责任后，必须停用bootmem分配器，毕竟不能同时用两个分配器管理内存。在UMA和 NUMA系统上，停用分别由free_all_bootmem和free_all_bootmem_node完成（前面的博客已经详细讨论过）。伙伴系统 基于一种相对简单而使人吃惊的强大算法，它结合了优秀内存分配器的两个关键特性：速度和效率。Linux内核中采用了一种同时适用于32位和64位系统的 内存分页模型，对于32位系统来讲，两级页表足够用了，而在x86_64系统中，用到了四级页表，四级页表分别为：

页全局目录(Page Global Directory)

页上级目录(Page Upper Directory)

页中间目录(Page Middle Directory)

页表(Page Table)

页全局目录包含若干页上级目录的地址，页上级目录又依次包含若干页中间目录的地址，而页中间目录又包含若干页表的地址，每个页表项指向一个页框。Linux中采用4KB

大小的页框做为标准的内存分配单元。

 

在实际应用中，常常须要分配一组连续的页框，而频繁地申请和释放不一样大小的连续页框，必然致使在已分配页框的内存块中分散了许多小块的空闲页框。这样，即便这些页框
是空闲的，其余须要分配连续页框的应用也很可贵到知足。为了不出现这种状况，Linux内核中引入了伙伴系统算法(buddy system)。把全部的空闲页框分组为11个块链表，每一个块链表分别包含大小为1，2，4，8，16，32，64，128，256，512和1024个连续页框的页框块。最大能够申请1024个连续页框，对应4MB大小的连续内存。每一个页框块的第一个页框的物理地址是该块大小的整数倍。假设要申请一个256个页框的块，先从256个页框的链表中查找空闲块，若是没有，就去512个页框的链表中找，找到了则将页框块分为2个256个页框的块，一个分配给应用，另一个移到256个页框的链表中。若是512个页框的链表中仍没有空闲块，继续向1024个页框的链表查找，若是仍然没有，则返回错误。
页框块在释放时，会主动将两个连续的页框块合并为一个较大的页框块。

为清楚了解其分配制度，先给个伙伴系统数据的存储框图以下：

也就是每一个order对应一个free_area结构，free_area以不一样的类型以链表的方式存储这些内存块。

主要的数据域结构分析：

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 指定了当前内存区中空闲页块的数目（对0阶内存区逐页计算，对1阶内存区计算页对的数目，对2阶内存区计算4页集合的数目，依此类推）。 free_list是用于链接空闲页的链表。order（阶）是伙伴系统中一个很是重要的概念，它描述了内存分配的数量单位，内存块的长度是2的 order次方，其中order的范围从0到MAX_ORDER，而MAX_ORDER的值一般设置为11，这意味着一次分配能够请求的页数最大是 2048（2的11次方）。但若是特定于体系结构的代码设置了FORCE_MAX_ZONEORDER配置选项，该值也能够手工改变。 MIGRATE_TYPES指定了迁移类型的种类数。

#define MIGRATE_UNMOVABLE     0   //不可移动页：在内存中有固定位置，不能移动到其余地方
#define MIGRATE_RECLAIMABLE   1   //可回收页：不能直接移动，但能够删除，其内容能够从某些源从新生成
#define MIGRATE_MOVABLE       2   //可移动页：能够随意的移动
#define MIGRATE_RESERVE       3   //若是向具备特定可移动性地列表请求分配内存失败，这种紧急状况下能够从MIGRATE_RESERVE分配内存
#define MIGRATE_ISOLATE       4  //是一个特殊的虚拟区域，用于跨域NUMA结点移动物理内存页，在大型系统上，它有益于将物理内存页移动到接近因而用该页最频繁的CPU
#define MIGRATE_TYPES         5  //只是表示迁移类型的数目，不表明具体的区域

在伙伴系统中，每种迁移类型都对应于一个空闲列表。