24-24-物理内存管理（下）：会议室管理员如何分配会议室？
前一节，前面我们解析了整页的分配机制。如果遇到小的对象，物理内存是如何分配的呢？这一节，我们一起来看一看。
小内存的分配
前面我们讲过，如果遇到小的对象，会使用slub分配器进行分配。那我们就先来解析它的工作原理。
还记得咱们创建进程的时候，会调用dup_task_struct，它想要试图复制一个task_struct对象，需要先调用alloc_task_struct_node，分配一个task_struct对象。
从这段代码可以看出，它调用了kmem_cache_alloc_node函数，在task_struct的缓存区域task_struct_cachep分配了一块内存。
static struct kmem_cache *task_struct_cachep;
task_struct_cachep = kmem_cache_create("task_struct",
arch_task_struct_size, align,
SLAB_PANIC|SLAB_NOTRACK|SLAB_ACCOUNT, NULL);
static inline struct task_struct *alloc_task_struct_node(int node)
{
return kmem_cache_alloc_node(task_struct_cachep, GFP_KERNEL, node);
}
static inline void free_task_struct(struct task_struct *tsk)
{
kmem_cache_free(task_struct_cachep, tsk);
}
在系统初始化的时候，task_struct_cachep会被kmem_cache_create函数创建。这个函数也比较容易看懂，专门用于分配task_struct对象的缓存。这个缓存区的名字就叫task_struct。缓存区中每一块的大小正好等于task_struct的大小，也即arch_task_struct_size。
有了这个缓存区，每次创建task_struct的时候，我们不用到内存里面去分配，先在缓存里面看看有没有直接可用的，这就是kmem_cache_alloc_node的作用。
当一个进程结束，task_struct也不用直接被销毁，而是放回到缓存中，这就是kmem_cache_free的作用。这样，新进程创建的时候，我们就可以直接用现成的缓存中的task_struct了。
我们来仔细看看，缓存区struct kmem_cache到底是什么样子。
struct kmem_cache {
struct kmem_cache_cpu __percpu *cpu_slab;
/* Used for retriving partial slabs etc */
unsigned long flags;
unsigned long min_partial;
int size; /* The size of an object including meta data */
int object_size; /* The size of an object without meta data */
int offset; /* Free pointer offset. */
#ifdef CONFIG_SLUB_CPU_PARTIAL
int cpu_partial; /* Number of per cpu partial objects to keep around */
#endif
struct kmem_cache_order_objects oo;
/* Allocation and freeing of slabs */
struct kmem_cache_order_objects max;
struct kmem_cache_order_objects min;
gfp_t allocflags; /* gfp flags to use on each alloc */
int refcount; /* Refcount for slab cache destroy */
void (*ctor)(void *);
......
const char *name; /* Name (only for display!) */
struct list_head list; /* List of slab caches */
......
struct kmem_cache_node *node[MAX_NUMNODES];
};
在struct kmem_cache里面，有个变量struct list_head list，这个结构我们已经看到过多次了。我们可以想象一下，对于操作系统来讲，要创建和管理的缓存绝对不止task_struct。难道mm_struct就不需要吗？fs_struct就不需要吗？都需要。因此，所有的缓存最后都会放在一个链表里面，也就是LIST_HEAD(slab_caches)。
对于缓存来讲，其实就是分配了连续几页的大内存块，然后根据缓存对象的大小，切成小内存块。
所以，我们这里有三个kmem_cache_order_objects类型的变量。这里面的order，就是2的order次方个页面的大内存块，objects就是能够存放的缓存对象的数量。
最终，我们将大内存块切分成小内存块，样子就像下面这样。
每一项的结构都是缓存对象后面跟一个下一个空闲对象的指针，这样非常方便将所有的空闲对象链成一个链。其实，这就相当于咱们数据结构里面学的，用数组实现一个可随机插入和删除的链表。
所以，这里面就有三个变量：size是包含这个指针的大小，object_size是纯对象的大小，offset就是把下一个空闲对象的指针存放在这一项里的偏移量。
那这些缓存对象哪些被分配了、哪些在空着，什么情况下整个大内存块都被分配完了，需要向伙伴系统申请几个页形成新的大内存块？这些信息该由谁来维护呢？
接下来就是最重要的两个成员变量出场的时候了。kmem_cache_cpu和kmem_cache_node，它们都是每个NUMA节点上有一个，我们只需要看一个节点里面的情况。
在分配缓存块的时候，要分两种路径，fast path和slow path，也就是快速通道和普通通道。其中kmem_cache_cpu就是快速通道，kmem_cache_node是普通通道。每次分配的时候，要先从kmem_cache_cpu进行分配。如果kmem_cache_cpu里面没有空闲的块，那就到kmem_cache_node中进行分配；如果还是没有空闲的块，才去伙伴系统分配新的页。
我们来看一下，kmem_cache_cpu里面是如何存放缓存块的。
struct kmem_cache_cpu {
void **freelist; /* Pointer to next available object */
unsigned long tid; /* Globally unique transaction id */
struct page *page; /* The slab from which we are allocating */
#ifdef CONFIG_SLUB_CPU_PARTIAL
struct page *partial; /* Partially allocated frozen slabs */
#endif
......
};
在这里，page指向大内存块的第一个页，缓存块就是从里面分配的。freelist指向大内存块里面第一个空闲的项。按照上面说的，这一项会有指针指向下一个空闲的项，最终所有空闲的项会形成一个链表。
partial指向的也是大内存块的第一个页，之所以名字叫partial（部分），就是因为它里面部分被分配出去了，部分是空的。这是一个备用列表，当page满了，就会从这里找。
我们再来看kmem_cache_node的定义。
struct kmem_cache_node {
spinlock_t list_lock;
......
#ifdef CONFIG_SLUB
unsigned long nr_partial;
struct list_head partial;
......
#endif
};
这里面也有一个partial，是一个链表。这个链表里存放的是部分空闲的内存块。这是kmem_cache_cpu里面的partial的备用列表，如果那里没有，就到这里来找。
下面我们就来看看这个分配过程。kmem_cache_alloc_node会调用slab_alloc_node。你还是先重点看这里面的注释，这里面说的就是快速通道和普通通道的概念。
/*
* Inlined fastpath so that allocation functions (kmalloc, kmem_cache_alloc)
* have the fastpath folded into their functions. So no function call
* overhead for requests that can be satisfied on the fastpath.
*
* The fastpath works by first checking if the lockless freelist can be used.
* If not then __slab_alloc is called for slow processing.
*
* Otherwise we can simply pick the next object from the lockless free list.
*/
static __always_inline void *slab_alloc_node(struct kmem_cache *s,
gfp_t gfpflags, int node, unsigned long addr)
{
void *object;
struct kmem_cache_cpu *c;
struct page *page;
unsigned long tid;
......
tid = this_cpu_read(s->cpu_slab->tid);
c = raw_cpu_ptr(s->cpu_slab);
......
object = c->freelist;
page = c->page;
if (unlikely(!object || !node_match(page, node))) {
object = __slab_alloc(s, gfpflags, node, addr, c);
stat(s, ALLOC_SLOWPATH);
}
......
return object;
}
快速通道很简单，取出cpu_slab也即kmem_cache_cpu的freelist，这就是第一个空闲的项，可以直接返回了。如果没有空闲的了，则只好进入普通通道，调用__slab_alloc。
static void *___slab_alloc(struct kmem_cache *s, gfp_t gfpflags, int node,
unsigned long addr, struct kmem_cache_cpu *c)
{
void *freelist;
struct page *page;
......
redo:
......
/* must check again c->freelist in case of cpu migration or IRQ */
freelist = c->freelist;
if (freelist)
goto load_freelist;
freelist = get_freelist(s, page);
if (!freelist) {
c->page = NULL;
stat(s, DEACTIVATE_BYPASS);
goto new_slab;
}
load_freelist:
c->freelist = get_freepointer(s, freelist);
c->tid = next_tid(c->tid);
return freelist;
new_slab:
if (slub_percpu_partial(c)) {
page = c->page = slub_percpu_partial(c);
slub_set_percpu_partial(c, page);
stat(s, CPU_PARTIAL_ALLOC);
goto redo;
}
freelist = new_slab_objects(s, gfpflags, node, &c);
......
return freeli
在这里，我们首先再次尝试一下kmem_cache_cpu的freelist。为什么呢？万一当前进程被中断，等回来的时候，别人已经释放了一些缓存，说不定又有空间了呢。如果找到了，就跳到load_freelist，在这里将freelist指向下一个空闲项，返回就可以了。
如果freelist还是没有，则跳到new_slab里面去。这里面我们先去kmem_cache_cpu的partial里面看。如果partial不是空的，那就将kmem_cache_cpu的page，也就是快速通道的那一大块内存，替换为partial里面的大块内存。然后redo，重新试下。这次应该就可以成功了。
如果真的还不行，那就要到new_slab_objects了。
static inline void *new_slab_objects(struct kmem_cache *s, gfp_t flags,
int node, struct kmem_cache_cpu **pc)
{
void *freelist;
struct kmem_cache_cpu *c = *pc;
struct page *page;
freelist = get_partial(s, flags, node, c);
if (freelist)
return freelist;
page = new_slab(s, flags, node);
if (page) {
c = raw_cpu_ptr(s->cpu_slab);
if (c->page)
flush_slab(s, c);
freelist = page->freelist;
page->freelist = NULL;
stat(s, ALLOC_SLAB);
c->page = page;
*pc = c;
} else
freelist = NULL;
return freelis
在这里面，get_partial会根据node id，找到相应的kmem_cache_node，然后调用get_partial_node，开始在这个节点进行分配。
/*
* Try to allocate a partial slab from a specific node.
*/
static void *get_partial_node(struct kmem_cache *s, struct kmem_cache_node *n,
struct kmem_cache_cpu *c, gfp_t flags)
{
struct page *page, *page2;
void *object = NULL;
int available = 0;
int objects;
......
list_for_each_entry_safe(page, page2, &n->partial, lru) {
void *t;
t = acquire_slab(s, n, page, object == NULL, &objects);
if (!t)
break;
available += objects;
if (!object) {
c->page = page;
stat(s, ALLOC_FROM_PARTIAL);
object = t;
} else {
put_cpu_partial(s, page, 0);
stat(s, CPU_PARTIAL_NODE);
}
if (!kmem_cache_has_cpu_partial(s)
|| available > slub_cpu_partial(s) / 2)
break;
}
......
return object;
acquire_slab会从kmem_cache_node的partial链表中拿下一大块内存来，并且将freelist，也就是第一块空闲的缓存块，赋值给t。并且当第一轮循环的时候，将kmem_cache_cpu的page指向取下来的这一大块内存，返回的object就是这块内存里面的第一个缓存块t。如果kmem_cache_cpu也有一个partial，就会进行第二轮，再次取下一大块内存来，这次调用put_cpu_partial，放到kmem_cache_cpu的partial里面。
如果kmem_cache_node里面也没有空闲的内存，这就说明原来分配的页里面都放满了，就要回到new_slab_objects函数，里面new_slab函数会调用allocate_slab。
static struct page *allocate_slab(struct kmem_cache *s, gfp_t flags, int node)
{
struct page *page;
struct kmem_cache_order_objects oo = s->oo;
gfp_t alloc_gfp;
void *start, *p;
int idx, order;
bool shuffle;
flags &= gfp_allowed_mask;
......
page = alloc_slab_page(s, alloc_gfp, node, oo);
if (unlikely(!page)) {
oo = s->min;
alloc_gfp = flags;
/*
* Allocation may have failed due to fragmentation.
* Try a lower order alloc if possible
*/
page = alloc_slab_page(s, alloc_gfp, node, oo);
if (unlikely(!page))
goto out;
stat(s, ORDER_FALLBACK);
}
......
return page;
}
在这里，我们看到了alloc_slab_page分配页面。分配的时候，要按kmem_cache_order_objects里面的order来。如果第一次分配不成功，说明内存已经很紧张了，那就换成min版本的kmem_cache_order_objects。
好了，这个复杂的层层分配机制，我们就讲到这里，你理解到这里也就够用了。
页面换出
另一个物理内存管理必须要处理的事情就是，页面换出。每个进程都有自己的虚拟地址空间，无论是32位还是64位，虚拟地址空间都非常大，物理内存不可能有这么多的空间放得下。所以，一般情况下，页面只有在被使用的时候，才会放在物理内存中。如果过了一段时间不被使用，即便用户进程并没有释放它，物理内存管理也有责任做一定的干预。例如，将这些物理内存中的页面换出到硬盘上去；将空出的物理内存，交给活跃的进程去使用。
什么情况下会触发页面换出呢？
可以想象，最常见的情况就是，分配内存的时候，发现没有地方了，就试图回收一下。例如，咱们解析申请一个页面的时候，会调用get_page_from_freelist，接下来的调用链为get_page_from_freelist->node_reclaim->__node_reclaim->shrink_node，通过这个调用链可以看出，页面换出也是以内存节点为单位的。
当然还有一种情况，就是作为内存管理系统应该主动去做的，而不能等真的出了事儿再做，这就是内核线程kswapd。这个内核线程，在系统初始化的时候就被创建。这样它会进入一个无限循环，直到系统停止。在这个循环中，如果内存使用没有那么紧张，那它就可以放心睡大觉；如果内存紧张了，就需要去检查一下内存，看看是否需要换出一些内存页。
/*
* The background pageout daemon, started as a kernel thread
* from the init process.
*
* This basically trickles out pages so that we have _some_
* free memory available even if there is no other activity
* that frees anything up. This is needed for things like routing
* etc, where we otherwise might have all activity going on in
* asynchronous contexts that cannot page things out.
*
* If there are applications that are active memory-allocators
* (most normal use), this basically shouldn't matter.
*/
static int kswapd(void *p)
{
unsigned int alloc_order, reclaim_order;
unsigned int classzone_idx = MAX_NR_ZONES - 1;
pg_data_t *pgdat = (pg_data_t*)p;
struct task_struct *tsk = current;
for ( ; ; ) {
......
kswapd_try_to_sleep(pgdat, alloc_order, reclaim_order,
classzone_idx);
......
reclaim_order = balance_pgdat(pgdat, alloc_order, classzone_idx);
......
}
}
这里的调用链是balance_pgdat->kswapd_shrink_node->shrink_node，是以内存节点为单位的，最后也是调用shrink_node。
shrink_node会调用shrink_node_memcg。这里面有一个循环处理页面的列表，看这个函数的注释，其实和上面我们想表达的内存换出是一样的。
/*
* This is a basic per-node page freer. Used by both kswapd and direct reclaim.
*/
static void shrink_node_memcg(struct pglist_data *pgdat, struct mem_cgroup *memcg,
struct scan_control *sc, unsigned long *lru_pages)
{
......
unsigned long nr[NR_LRU_LISTS];
enum lru_list lru;
......
while (nr[LRU_INACTIVE_ANON] || nr[LRU_ACTIVE_FILE] ||
nr[LRU_INACTIVE_FILE]) {
unsigned long nr_anon, nr_file, percentage;
unsigned long nr_scanned;
for_each_evictable_lru(lru) {
if (nr[lru]) {
nr_to_scan = min(nr[lru], SWAP_CLUSTER_MAX);
nr[lru] -= nr_to_scan;
nr_reclaimed += shrink_list(lru, nr_to_scan,
lruvec, memcg, sc);
}
}
......
}
......
这里面有个lru列表。从下面的定义，我们可以想象，所有的页面都被挂在LRU列表中。LRU是Least Recent Use，也就是最近最少使用。也就是说，这个列表里面会按照活跃程度进行排序，这样就容易把不怎么用的内存页拿出来做处理。
内存页总共分两类，一类是匿名页，和虚拟地址空间进行关联；一类是内存映射，不但和虚拟地址空间关联，还和文件管理关联。
它们每一类都有两个列表，一个是active，一个是inactive。顾名思义，active就是比较活跃的，inactive就是不怎么活跃的。这两个里面的页会变化，过一段时间，活跃的可能变为不活跃，不活跃的可能变为活跃。如果要换出内存，那就是从不活跃的列表中找出最不活跃的，换出到硬盘上。
enum lru_list {
LRU_INACTIVE_ANON = LRU_BASE,
LRU_ACTIVE_ANON = LRU_BASE + LRU_ACTIVE,
LRU_INACTIVE_FILE = LRU_BASE + LRU_FILE,
LRU_ACTIVE_FILE = LRU_BASE + LRU_FILE + LRU_ACTIVE,
LRU_UNEVICTABLE,
NR_LRU_LISTS
};
#define for_each_evictable_lru(lru) for (lru = 0; lru <= LRU_ACTIVE_FILE; lru++)
static unsigned long shrink_list(enum lru_list lru, unsigned long nr_to_scan,
struct lruvec *lruvec, struct mem_cgroup *memcg,
struct scan_control *sc)
{
if (is_active_lru(lru)) {
if (inactive_list_is_low(lruvec, is_file_lru(lru),
memcg, sc, true))
shrink_active_list(nr_to_scan, lruvec, sc, lru);
return 0;
}
return shrink_inactive_list(nr_to_scan, lruvec, sc, lru);
从上面的代码可以看出，shrink_list会先缩减活跃页面列表，再压缩不活跃的页面列表。对于不活跃列表的缩减，shrink_inactive_list就需要对页面进行回收；对于匿名页来讲，需要分配swap，将内存页写入文件系统；对于内存映射关联了文件的，我们需要将在内存中对于文件的修改写回到文件中。
总结时刻
好了，对于物理内存的管理就讲到这里了，我们来总结一下。对于物理内存来讲，从下层到上层的关系及分配模式如下：
- 物理内存分NUMA节点，分别进行管理；
- 每个NUMA节点分成多个内存区域；
- 每个内存区域分成多个物理页面；
- 伙伴系统将多个连续的页面作为一个大的内存块分配给上层；
- kswapd负责物理页面的换入换出；
- Slub Allocator将从伙伴系统申请的大内存块切成小块，分配给其他系统。
课堂练习
内存的换入和换出涉及swap分区，那你知道如何检查当前swap分区情况，如何启用和关闭swap区域，如何调整swappiness吗？
欢迎留言和我分享你的疑惑和见解，也欢迎你收藏本节内容，反复研读。你也可以把今天的内容分享给你的朋友，和他一起学习、进步。
