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頁框分配器在慢速分配中包括內(nèi)存碎片化整理和內(nèi)存回收，代碼如下：

static inline struct page * 
__alloc_pages_slowpath(gfp_t gfp_mask, unsigned int order, 
      struct alloc_context *ac) 
{ 
  page = __alloc_pages_direct_compact(gfp_mask, order,  
      alloc_flags, ac, 
      INIT_COMPACT_PRIORITY, 
      &compact_result); 
  ...... 
  page = __alloc_pages_direct_reclaim(gfp_mask, order, alloc_flags, ac,  
       &did_some_progress); 
  ...... 
} 

出于篇幅設計，這次我們只講內(nèi)存的碎片化整理，下文再講內(nèi)存回收。

什么是內(nèi)存碎片化

Linux物理內(nèi)存碎片化包括兩種：內(nèi)部碎片化和外部碎片化。

內(nèi)部碎片化：

指分配給用戶的內(nèi)存空間中未被使用的部分。例如進程需要使用3K bytes物理內(nèi)存，于是向系統(tǒng)申請了大小等于3Kbytes的內(nèi)存，但是由于Linux內(nèi)核伙伴系統(tǒng)算法最小顆粒是4K bytes，所以分配的是4Kbytes內(nèi)存，那么其中1K bytes未被使用的內(nèi)存就是內(nèi)存內(nèi)碎片。

外部碎片化：

指系統(tǒng)中無法利用的小內(nèi)存塊。例如系統(tǒng)剩余內(nèi)存為16K bytes，但是這16K bytes內(nèi)存是由4個4K bytes的頁面組成，即16K內(nèi)存物理頁幀號#1不連續(xù)。在系統(tǒng)剩余16K bytes內(nèi)存的情況下，系統(tǒng)卻無法成功分配大于4K的連續(xù)物理內(nèi)存，該情況就是內(nèi)存外碎片導致。

碎片化整理算法

Linux內(nèi)存對碎片化的整理算法主要應用了內(nèi)核的頁面遷移機制，是一種將可移動頁面進行遷移后騰出連續(xù)物理內(nèi)存的方法。

假設存在一個非常小的內(nèi)存域如下：

藍色表示空閑的頁面，白色表示已經(jīng)被分配的頁面，可以看到如上內(nèi)存域的空閑頁面(藍色)非常零散，無法分配大于兩頁的連續(xù)物理內(nèi)存。

下面演示一下內(nèi)存規(guī)整的簡化工作原理，內(nèi)核會運行兩個獨立的掃描動作：第一個掃描從內(nèi)存域的底部開始，一邊掃描一邊將已分配的可移動(MOVABLE)頁面記錄到一個列表中：

另外第二掃描是從內(nèi)存域的頂部開始，掃描可以作為頁面遷移目標的空閑頁面位置，然后也記錄到一個列表里面：

等兩個掃描在域中間相遇，意味著掃描結(jié)束，然后將左邊掃描得到的已分配的頁面遷移到右邊空閑的頁面中，左邊就形成了一段連續(xù)的物理內(nèi)存，完成頁面規(guī)整。

碎片化整理的三種方式

static struct page * 
__alloc_pages_direct_compact(gfp_t gfp_mask, unsigned int order, 
  unsigned int alloc_flags, const struct alloc_context *ac, 
  enum compact_priority prio, enum compact_result *compact_result) 
{ 
 struct page *page; 
 unsigned int noreclaim_flag; 
 
 if (!order) 
  return NULL; 
 
 noreclaim_flag = memalloc_noreclaim_save(); 
 *compact_result = try_to_compact_pages(gfp_mask, order, alloc_flags, ac, 
         prio); 
 memalloc_noreclaim_restore(noreclaim_flag); 
 
 if (*compact_result <= COMPACT_INACTIVE) 
  return NULL; 
 
 count_vm_event(COMPACTSTALL); 
 
 page = get_page_from_freelist(gfp_mask, order, alloc_flags, ac); 
 
 if (page) { 
  struct zone *zone = page_zone(page); 
 
  zone->compact_blockskip_flush = false; 
  compaction_defer_reset(zone, order, true); 
  count_vm_event(COMPACTSUCCESS); 
  return page; 
 } 
 
 count_vm_event(COMPACTFAIL); 
 
 cond_resched(); 
 
 return NULL; 
} 

這也是上面memory compaction算法的代碼實現(xiàn)。

在linux內(nèi)核里一共有3種方式可以碎片化整理，我們總結(jié)如下：

這里就不展開源碼的解析了，有了宏觀的理解然后再去網(wǎng)上搜下具體實現(xiàn)細節(jié)相信不是什么難事，OK，我們進入下面的文章內(nèi)容：內(nèi)存回收(memory reclaim)。