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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 " 【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 )_分区伙伴分配器 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


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

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

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

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

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