Linux分区页框分配器之水位
我们讲页框分配器的时候讲到了快速分配和慢速分配，其中伙伴算法是在快速分配里做的，忘记的小伙伴我们再看下：
static struct page *
get_page_from_freelist(gfp_t gfp_mask, unsigned int order, int alloc_flags,
const struct alloc_context *ac)
{
for_next_zone_zonelist_nodemask(zone, z, ac->zonelist, ac->high_zoneidx, ac->nodemask)
{
if (!zone_watermark_fast(zone, order, mark, ac_classzone_idx(ac), alloc_flags))
{
ret = node_reclaim(zone->zone_pgdat, gfp_mask, order);
switch (ret) {
case NODE_RECLAIM_NOSCAN:
continue;
case NODE_RECLAIM_FULL:
continue;
default:
if (zone_watermark_ok(zone, order, mark, ac_classzone_idx(ac), alloc_flags))
goto try_this_zone;
continue;
}
}
try_this_zone: //本zone正常水位
page = rmqueue(ac->preferred_zoneref->zone, zone, order, gfp_mask, alloc_flags, ac->migratetype);
}
return NULL;
}
可以看到在进行伙伴算法分配前有个关于水位的判断，今天我们就看下水位的概念。
简单的说在使用分区页面分配器中会将可以用的free pages与zone里的水位(watermark)进行比较。
水位初始化
int __meminit init_per_zone_wmark_min(void)
{
unsigned long lowmem_kbytes;
int new_min_free_kbytes;
//nr_free_buffer_pages是获取ZONE_DMA和ZONE_NORMAL区中高于high水位的总页数nr_free_buffer_pages = managed_pages - high_pages
lowmem_kbytes = nr_free_buffer_pages() * (PAGE_SIZE >> 10);
new_min_free_kbytes = int_sqrt(lowmem_kbytes * 16);
if (new_min_free_kbytes > user_min_free_kbytes) {
min_free_kbytes = new_min_free_kbytes;
//min的值必须在128kib-65536kib之间
if (min_free_kbytes < 128)
min_free_kbytes = 128;
if (min_free_kbytes > 65536)
min_free_kbytes = 65536;
} else {
pr_warn("min_free_kbytes is not updated to %d because user defined value %d is preferred\n",
new_min_free_kbytes, user_min_free_kbytes);
}
//得到总的min后，就可以根据各个zone在总内存中的占比，通过do_div计算出他们各自的min值。
setup_per_zone_wmarks();
refresh_zone_stat_thresholds();
setup_per_zone_lowmem_reserve();
return 0;
}
nr_free_buffer_pages 是获取ZONE_DMA和ZONE_NORMAL区中高于high水位的总页数nr_free_buffer_pages = managed_pages - high_pages
min_free_kbytes 是总的min大小，min_free_kbytes = 4 * sqrt(lowmem_kbytes)
setup_per_zone_wmarks 根据总的min值，再加上各个zone在总内存中的占比，然后通过do_div就计算出他们各自的min值，进而计算出各个zone的水位大小。min,low,high的关系如下：low = min *125%;
high = min * 150%
min:low:high = 4:5:6
setup_per_zone_lowmem_reserve 当从Normal失败后，会尝试从DMA申请分配，通过lowmem_reserve[DMA]，限制来自Normal的分配请求。其值可以通过/proc/sys/vm/lowmem_reserve_ratio来修改。
从这张图可以看出：
如果空闲页数目min值，则该zone非常缺页，页面回收压力很大，应用程序写内存操作就会被阻塞，直接在应用程序的进程上下文中进行回收，即direct reclaim。
如果空闲页数目小于low值，kswapd线程将被唤醒，并开始释放回收页面。
如果空闲页面的值大于high值，则该zone的状态很完美, kswapd线程将重新休眠。
安卓系统中对水位的调节
为了避免direct reclaim，我们需要空余的内存大小一直保持在min值以上。但安卓这种大量用户操作网络接收的系统中，难免会遇到数据量突然增大，需要临时申请大量的内存，此时有可能kswapd回收的内存速度小于内存分配的速度，即发生direct reclaim，从而阻塞应用严重影响性能。
我们知道在内存分配时，只有low和min之间的区域才是kswapd活动的区域。而linux中默认的low与min之间的值又比较小，所以就很容易造成direct reclaim的情况。
「extra_free_kbytes」:
源于此，安卓在linux水位的基础上增加了extra_free_kbytes的变量，这个extra时额外加在low和min之间的，它在min不变的情况下，让low值有所增大。
源码如下：
static void __setup_per_zone_wmarks(void)
{
unsigned long pages_min = min_free_kbytes >> (PAGE_SHIFT - 10);
unsigned long pages_low = extra_free_kbytes >> (PAGE_SHIFT - 10);
......
for_each_zone(zone) {
......
do_div(min, lowmem_pages);
......
}
calculate_totalreserve_pages();
}
想要知道extra_free_kbytes的引入是否取得效果，可以通过/proc/vmstat中的pageoutrun和allocstall来看，两者分别代表了kswapd和direct reclaim启动的次数。
「watermark_scale_factor」:
内核总是在进步的，在linux内核4.6版本中，又诞生了一种新的调节水位的方式，即watermark_scale_factor系数，其默认值是10，对应内存占比10/10000=0.1%，可通过/proc/sys/vm/watermark_scale_factor设置，最大值是1000。举个例子：当其被设为1000时，意味着min与low之间的差值，low与high之间的差值都将是内存大小的10%(1000/10000)。
前面讲的extra_free_kbytes的方式只增大了min和low之间的差值，而watermark_scale_factor则同时增大了min和low，low和high之间的差值。
至此，页框分配器中的快速分配方式已经结束，下一篇让我们进入页框分配器的慢速分配方式：__alloc_pages_slowpath，涉及到内存碎片的整理和内存回收。
