深入理解Linux虚拟内存管理（四）

系列文章目录

Linux 内核设计与实现
深入理解 Linux 内核（一）
深入理解 Linux 内核（二）
Linux 设备驱动程序（一）
Linux 设备驱动程序（二）
Linux 设备驱动程序（三）
Linux设备驱动开发详解
深入理解Linux虚拟内存管理（一）
深入理解Linux虚拟内存管理（二）
深入理解Linux虚拟内存管理（三）
深入理解Linux虚拟内存管理（四）
深入理解Linux虚拟内存管理（五）

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一、启动分析

1、初始化内存

（1）start_kernel

// init/main.c
asmlinkage void __init start_kernel(void)
{
	// ...
	setup_arch(&command_line);
	// ...
	mem_init();
	kmem_cache_sizes_init();
	pgtable_cache_init();
	// ...
}

（2）setup_arch

// arch/i386/kernel/setup.c
void __init setup_arch(char **cmdline_p) {
	// ...
	max_low_pfn = setup_memory();
	paging_init();
	// ...	
}

2.1 setup_memory

    传送门

    这个函数的调用图如图 2.3 所示。它为引导内存分配器初始化自身进行所需信息的获取。它可以分成几个不同的任务。

• 找到低端内存的 PFN 的起点和终点(min_low_pfn，max_low_pfn)，找到高端内存的 PFN 的起点和终点（highstart_pfn，highend_pfn），以及找到系统中最后一页的 PFN。
• 初始化 bootmem_date 结构以及声明可能被引导内存分配器用到的页面。
• 标记所有系统可用的页面为空闲，然后为那些表示页面的位图保留页面。
• 在 SMP 配置或 initrd 镜像存在时，为它们保留页面。

2.2 paging_init

    传送门

    3.6 内核页表

    用于完成页表收尾工作的对应函数是 paging_init()。x86 上该函数的调用图如图 3.4 所示。

    系统首先调用 pagetable_init() 初始化对应于 ZONE_DMA 和 ZONE_NORMAL 的所有物理内存所必要的页表。注意在 ZONE_HIGHMEM 中的高端内存不能被直接引用，对其的映射都是临时建立起来的。对于内核所使用的每一个 pgd_t，系统会调用引导内存分配器来分配一个页面给 PGD。

    接下来，pagetable_init() 函数调用 fixrange_init() 建立固定大小地址空间，以映射从虚拟地址空间的尾部即起始于 FIXADDR_START 的空间。映射用于局部高级编程中断控制器（APIC），以及在 FIX_KMAP_BEGIN 和 FIX_KMAP_END 之间 kmap_atomic() 的原子映射。最后，函数调用 fixrange_init() 初始化高端内存映射中 kmap() 函数所需要的页表项。

    在 pagetable_init() 函数返回后，内核空间的页表则完成了初始化，此时静态 PGD（swapper_pg_dir）被载入 CR3 寄存器中，换页单元可以使用静态表。

    paging_init() 接下来的工作是调用 kmap_init() 初始化带有 PAGE_KERNEL 标志位的每个 PTE。最终的工作是调用 zone_sizes_init()，用于初始化所有被使用的管理区结构。

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（3）mem_init

    该函数负责消除启动内存分配器和与之相关的结构。

    这个函数的功能相当简单。它负责计算高、低端内存的维度并向用户显示出信息消息。若有需要，还将运行硬盘的最终初始化。在 x86 平台，有关 VM 的主要函数是 free_pages_init()。

    这个函数首先使引导内存分配器调用函数回收自身，UMA 结构中是调用 free_all_bootmem() 函数，NUMA 中是调用 free_all_bootmem_node() 函数。这两个函数都调用内核函数 free_all_bootmem_core() ，但是使用的参数不同。free_all_bootmem_core() 函数原理很简单，它执行如下任务。

• 对于这个节点上分配器可以识别的所有未被分配的页面：
  • 将它们结构页面上的 PG_reserved 标志位清 0；
  • 将计数器设置为 1；
  • 调用 __free_pages() 以使伙伴分配器（下章将讨论）能建立释放列表。
• 释放位图使用的所有页面，并将这些页面交给伙伴分配器。

    在这个阶段，伙伴分配器控制了所有在低端内存下的页面。free_all_bootmem() 返回后首先清算保留页面的数量。高端内存页面由 free_pages_init() 负责处理。但此时需要理解的是如何分配和初始化整个 mem_map 序列，以及主分配器如何获取页面。图 5.3 显示了单节点系统中初始化低端内存页面的基本流程。free_all_bootmem() 返回后，ZONE-NORMAL 中的所有页面都为伙伴分配器所有。为了初始化高端内存页面，free_pages_init() 对 highstart_pfn 和 highend_pfn 之间的每一个页面都调用了函数 one_highpage_init() 。此函数简单将 PG_reserved 标志位清 0 ，设置 PG_highmem 标志位，设置计数器为 1 并调用 __free_pages() 将自已释放到伙伴分配器中。这与 free_all_bootmem_core() 操作一样。

    此时不再需要引导内存分配器，伙伴分配器成为系统的主要物理页面分配器。值得注意的是，不仅启动分配器的数据被移除，它所有用于启动系统的代码也被移除了。所有用于启动系统的初始函数声明都被标明为 __init，如下所示：

unsigned long __init free_all_bootmem(void)

    连接器将这些函数都放在 init 区。x86 平台上 free_initmem() 函数可以释放 __init_begin 到 __init_end 的所有页面给伙伴分配器。通过这种方法，Linux 能释放数量很大的启动代码所使用的内存，已不再需要启动代码。

    传送门 mem_init

二、启动内存分配

1、初始化引导内存分配器

（1）init_bootmem

// mm/bootmem.c
// 这是容易混淆的地方。参数 pages 实际上是该节点可寻址内存的 PFN 末端，而不是
// 按名字的意思：页面数。
unsigned long __init init_bootmem (unsigned long start, unsigned long pages) {
	// 如果没有依赖于体系结构的代码，则设置该节点的可寻址最大 PFN。
	max_low_pfn = pages;
	// 如果没有依赖于体系结构的代码，则设置该节点的可寻址最小 PFN。
	min_low_pfn = start;
	// 调用 init_bootmem_core()(见 E.1.3 小节)，在那里完成初始化 bootmem_data 的实
	// 际工作。
	return(init_bootmem_core(&contig_page_data, start, 0, pages));
}

（2）init_bootmem_node

// mm/bootmem.c
// 这个函数由 NUMA 体系结构调用，用于初始化特定节点的引导内存分配器数据。
unsigned long __init init_bootmem_node (pg_data_t *pgdat, unsigned long freepfn, 
										unsigned long startpfn, unsigned long endpfn)
{
	//  仅直接调用 init_bootmem_core()
	return(init_bootmem_core(pgdat, freepfn, startpfn, endpfn));
}

（3）init_bootmem_core

// mm/bootmem.c
static unsigned long __init init_bootmem_core (pg_data_t *pgdat,
	unsigned long mapstart, unsigned long start, unsigned long end)
{
	bootmem_data_t *bdata = pgdat->bdata;
	unsigned long mapsize = ((end - start)+7)/8;

	pgdat->node_next = pgdat_list;
	pgdat_list = pgdat;

	mapsize = (mapsize + (sizeof(long) - 1UL)) & ~(sizeof(long) - 1UL);
	// 内存最低内存分配给 node_bootmem_map , 大小为 mapsize 个页面（struct page）
	bdata->node_bootmem_map = phys_to_virt(mapstart << PAGE_SHIFT);
	bdata->node_boot_start = (start << PAGE_SHIFT);
	bdata->node_low_pfn = end;

	/*
	 * Initially all pages are reserved - setup_arch() has to
	 * register free RAM areas explicitly.
	 */
	// 把所有位图初始化为 1， 即所有内存设置为保留（被占用）
	memset(bdata->node_bootmem_map, 0xff, mapsize);

	return mapsize;
}

（4）总结

    一旦 setup_memory() 确定了可用物理页面的界限，系统将从两个引导内存的初始化函数中选择一个，并以待初始化的节点的起始和终止 PFN 作为调用参数。在 UMA 结构中，init_bootmem() 用于初始化 contig_page_data，而在 NUMA，init_bootmem_node() 则初始化一个具体的节点。这两个函数主要通过调用 init_bootmem_core() 来完成实际工作。

    内核函数首先要把 pgdat_data_t 插入到 pgdat_list 链表中，因为这个节点在函数末尾很快就会用到。然后它记录下该节点的起始和结束地址（该节点与 bootmem_data_t 有关）并且分配一个位图来表示页面的分配情况。位图所需的大小以字节计算，计算公式如下：

$$mapsize=\frac{(end\_pfn-start\_pfn)+7}{8}$$

    该位图存放于由 bootmem_data_t→node_boot_start 指向的物理地址处，而其虚拟地址的映射由 bootmem_data_t→node_bootmem_map 指定。由于不存在与结构无关的方式来检测内存中的空洞，整个位图就被初始化为 1 来标志所有页已被分配。将可用页面的位设置为 0 的工作则由与结构相关的代码完成。在 x86 结构中，register_bootmem_low_pages() 通过检测 e820 映射图，并在每一个可用页面上调用 free_bootmem() 函数，将其位设为 1，然后再调用 reserve_bootmem() 为保存实际位图所需的页面预留空间。

2、分配内存

（1）保留大块区域的内存

（a）reserve_bootmem

// mm/bootmem.c
void __init reserve_bootmem (unsigned long addr, unsigned long size)
{
	reserve_bootmem_core(contig_page_data.bdata, addr, size);
}

（b）reserve_bootmem_core

// mm/bootmem.c
/*
 * Marks a particular physical memory range as unallocatable. Usable RAM
 * might be used for boot-time allocations - or it might get added
 * to the free page pool later on.
 */
static void __init reserve_bootmem_core(bootmem_data_t *bdata, unsigned long addr, unsigned long size)
{
	unsigned long i;
	/*
	 * round up, partially reserved pages are considered
	 * fully reserved.
	 */
	// sidx 是服务页的起始索引。它的值是从请求地址中减去起始地址并除以页大小得到的。	 
	unsigned long sidx = (addr - bdata->node_boot_start)/PAGE_SIZE;
	// 末尾索引 eidx 的计算与 sidx 类似，但它的分配是向上取整到最近的页面。这意味着
	// 对保留一页中部分请求将导致整个页都被保留。
	unsigned long eidx = (addr + size - bdata->node_boot_start + 
							PAGE_SIZE-1)/PAGE_SIZE;
	// end 是受本次保留影响的最后 PFN。							
	unsigned long end = (addr + size + PAGE_SIZE-1)/PAGE_SIZE;
	// 检查是否给定了一个非零值。
	if (!size) BUG();
	// 检查起始索引不在节点起点之前。
	if (sidx < 0)
		BUG();
	// 检查末尾索引不在节点末端之后。		
	if (eidx < 0)
		BUG();
	// 检查起始索引不在末尾索引之后。		
	if (sidx >= eidx)
		BUG();
	// 检查起始地址没有超出该启动内存节点所表示的内存范围。		
	if ((addr >> PAGE_SHIFT) >= bdata->node_low_pfn)
		BUG();
	// 检查末尾地址没有超出该启动内存节点所表示的内存范围。		
	if (end > bdata->node_low_pfn)
		BUG();
	// 从 sidx 开始，到 eidx 结束，这里测试和设置启动内存分配图中表示页面已经分
	// 配的位。如果该位已经设置为 1，则打印一条消息：该位被设置了两次。		
	for (i = sidx; i < eidx; i++)
		if (test_and_set_bit(i, bdata->node_bootmem_map))
			printk("hm, page %08lx reserved twice.\n", i*PAGE_SIZE);
}

（c）总结

    由上分析可知：保留内存主要通过函数 reserve_bootmem_core 来实现的，其主要就是把对应页帧号的位图（bootmem_data_t ->node_bootmem_map）设置为 1， 来表示对应的页被占用了。

（2）在启动时分配内存

（a）alloc_bootmem

// include/linux/bootmem.h
// 将 L1 硬件高速缓存页对齐，并在 DMA 中可用的最大地址后开始查找一页。 SMP_CACHE_BYTES 为 64?
#define alloc_bootmem(x) \
	__alloc_bootmem((x), SMP_CACHE_BYTES, __pa(MAX_DMA_ADDRESS))
// 将 L1 硬件高速缓存页对齐，并从 0 开始查找。	
#define alloc_bootmem_low(x) \
	__alloc_bootmem((x), SMP_CACHE_BYTES, 0)
	
// 将已分配位对齐到一页大小，这样满页将从 DMA 可用的最大地址开始分配。
#define alloc_bootmem_pages(x) \
	__alloc_bootmem((x), PAGE_SIZE, __pa(MAX_DMA_ADDRESS))
// 将已分配位对齐到一页大小，这样满页将从物理地址 0 开始分配。	
#define alloc_bootmem_low_pages(x) \
	__alloc_bootmem((x), PAGE_SIZE, 0)

（b）__alloc_bootmem

// mm/page_alloc.c
pg_data_t *pgdat_list;

// include/linux/mmzone.h
#define for_each_pgdat(pgdat) \
	for (pgdat = pgdat_list; pgdat; pgdat = pgdat->node_next)

// mm/bootmem.c
// 
// size 是请求分配的大小。
// align 是指定的对齐方式，它必须是 2 的幂。目前，一般设置为 SMP_CACHE_BYTES 或 PAGE_SIZE。
// goal 是开始查询的起始地址。
void * __init __alloc_bootmem (unsigned long size, unsigned long align, unsigned long goal)
{
	pg_data_t *pgdat;
	void *ptr;

	// 遍历所有的可用节点，并试着轮流从各个节点开始分配。在 UMA 中，就从
	// contig_page_data 节点开始分配。
	for_each_pgdat(pgdat)
		if ((ptr = __alloc_bootmem_core(pgdat->bdata, size,
						align, goal)))
			return(ptr);

	/*
	 * Whoops, we cannot satisfy the allocation request.
	 */
	// 如果分配失败，系统将不能启动，故系统瘫痪。	 
	printk(KERN_ALERT "bootmem alloc of %lu bytes failed!\n", size);
	panic("Out of memory");
	return NULL;
}

传送门 __alloc_bootmem_core

（c）alloc_bootmem_node

// include/linux/bootmem.h
// 将从请求节点处开始分配，对齐 L1 硬件高速缓存，并从
// ZONE_NORMAL 处开始找到一页 (如，在 ZONE_DMA 末端，其为 MAX_DMA_ADDRESS)。
#define alloc_bootmem_node(pgdat, x) \
	__alloc_bootmem_node((pgdat), (x), SMP_CACHE_BYTES, __pa(MAX_DMA_ADDRESS))

// 将从请求节点处开始分配，分配页对齐到一页大小，所以全部页面将从 ZONE_NORMAL 中开始分配。
#define alloc_bootmem_pages_node(pgdat, x) \
	__alloc_bootmem_node((pgdat), (x), PAGE_SIZE, __pa(MAX_DMA_ADDRESS))
	
// 将从请求节点处开始分配，分配页对齐到一页大小，所以全部页面将从物理地址 0 处开始分配，
// 这里将使用 ZONE_DMA。	
#define alloc_bootmem_low_pages_node(pgdat, x) \
	__alloc_bootmem_node((pgdat), (x), PAGE_SIZE, 0)

（d）__alloc_bootmem_node

// mm/bootmem.c
// 它所要分配的节点是特定的。
void * __init __alloc_bootmem_node (pg_data_t *pgdat, unsigned long size, unsigned long align, unsigned long goal)
{
	void *ptr;
	// 调用核心函数 __alloc_bootmem_core 来完成分配。
	ptr = __alloc_bootmem_core(pgdat->bdata, size, align, goal);
	// 如果成功则返回一个指针。
	if (ptr)
		return (ptr);

	/*
	 * Whoops, we cannot satisfy the allocation request.
	 */
	// 否则，若在这里都没有分配内存，系统将不能启动，所以打印一条消息，表示系统瘫痪。	 
	printk(KERN_ALERT "bootmem alloc of %lu bytes failed!\n", size);
	panic("Out of memory");
	return NULL;
}

（e）__alloc_bootmem_core

    这是从一个带有引导内存分配器的特定节点中分配内存的核心函数。它非常大，所以将其分解成如下步骤：

• 函数开始处保证所有的参数都正确。
• 以 goal 参数为基础计算开始扫描的起始地址。
• 检查本次分配是否可以使用上次分配的页面以节省内存。
• 在位图中标记已分配页为 1，并将页中内容清 0。

/*
 * We 'merge' subsequent allocations to save space. We might 'lose'
 * some fraction of a page if allocations cannot be satisfied due to
 * size constraints on boxes where there is physical RAM space
 * fragmentation - in these cases * (mostly large memory boxes) this
 * is not a problem.
 *
 * On low memory boxes we get it right in 100% of the cases.
 */

/*
 * alignment has to be a power of 2 value.
 */
// 这是函数的前面部分，它保证参数有效。
// 
// bdata 是要分配结构体的启动内存。
// size 是请求分配的大小。
// align 是分配的对齐方式，它必须是 2 的幂。
// goal 是上面要分配的最可能的合适大小？ 以 goal 参数为基础计算开始扫描的起始地址。
static void * __init __alloc_bootmem_core (bootmem_data_t *bdata, 
	unsigned long size, unsigned long align, unsigned long goal)
{
	unsigned long i, start = 0;
	void *ret;
	unsigned long offset, remaining_size;
	unsigned long areasize, preferred, incr;
	// 计算末尾位索引 eidx，它返回可能用于分配的最高页面索引。
	unsigned long eidx = bdata->node_low_pfn - (bdata->node_boot_start >>
							PAGE_SHIFT);
							
	//  如果指定了 0 则调用 BUG()。
	if (!size) BUG();
	//  如果对齐不是 2 的幂，则调用 BUG()。
	if (align & (align-1))
		BUG();
	// 对齐的缺省偏移是 0。
	offset = 0;
	// 如果指定了对齐方式则・・・・
	// 请求的对齐方式与开始节点的对齐方式相同，这里计算偏移。
	if (align &&
	    (bdata->node_boot_start & (align - 1UL)) != 0)
	// 要使用的偏移与起始地址低位标记的请求对齐。实际上，这里的 offset 与 align 的一
	// 般值 align 相似。	    
		offset = (align - (bdata->node_boot_start & (align - 1UL)));
	offset >>= PAGE_SHIFT;

	/*
	 * We try to allocate bootmem pages above 'goal'
	 * first, then we try to allocate lower pages.
	 */
	// 这一块计算开始的 PFN 从 goal 参数为基础的地址处开始扫描。
	//
	// 如果指定了 goal，且 goal 在该节点的开始地址之后，goal 小于该节点可寻址 PFN，则 ... 	
	// 开始的适当偏移是 goal 减去该节点可寻址的内存起点。		 
	if (goal && (goal >= bdata->node_boot_start) && 
			((goal >> PAGE_SHIFT) < bdata->node_low_pfn)) {
		preferred = goal - bdata->node_boot_start;
	} else
	// 如果不是这样，则适当偏移为 0。
		preferred = 0;
		
	// 考虑偏移，调整适当偏移的大小，这样该地址将可以正确对齐。
	preferred = ((preferred + align - 1) & ~(align - 1)) >> PAGE_SHIFT;
	preferred += offset;
	// 本次分配影响到的页面数存放在 areasize 中。
	areasize = (size+PAGE_SIZE-1)/PAGE_SIZE;
	// incr 是要跳过的页面数，如果多于一页，则它们满足对齐请求。
	incr = align >> PAGE_SHIFT ? : 1;

	// 这一块扫描内存，寻找一块足够大的块来满足请求。
	//
	// 如果本次分配不能满足从 goal 开始，则跳到这里的标志，这样将重新扫描该映射图。
restart_scan:
	// 从 preferred 开始，这里线性扫描一块足够大的块来满足请求。这里以 incr 为
	// 步长来遍历整个地址空间以满足大于一页的对齐。如果对齐小于一页，incr 为 1。
	for (i = preferred; i < eidx; i += incr) {
		unsigned long j;
		if (test_bit(i, bdata->node_bootmem_map))
			continue;
	// 扫描下一个 areasize 大小的页面来确定它是否也可以被释放。如果到达可寻
	// 址空间的末端 (eidx) 或者其中的一页已经在使用，则失败。			
		for (j = i + 1; j < i + areasize; ++j) {
			if (j >= eidx)
				goto fail_block;
			if (test_bit (j, bdata->node_bootmem_map))
				goto fail_block;
		}
	// 找到一个空闲块，所以这里记录 start，并跳转到找到的块。		
		start = i;
		goto found;
	fail_block:;
	}
	// 分配失败，所以从开始处重新开始。
	if (preferred) {
		preferred = offset;
		goto restart_scan;
	}
	// 如果再次失败，则返回 NULL，这将导致系统瘫疾。
	return NULL;

	// 这一块测试以确定本次分配可以与前一次分配合并。
found:
	// 检查分配的起点不会在可寻址内存之后。刚才已经检查过，所以这里是多余的。
	if (start >= eidx)
		BUG();

	/*
	 * Is the next page of the previous allocation-end the start
	 * of this allocation's buffer? If yes then we can 'merge'
	 * the previous partial page with this allocation.
	 */
	// 如果对齐小于 PAGE_SIZE，前面的页面在其中有空间(last_offset != 0)，而且
	// 前面使用的页与本次分配的页相邻，则试着与前一次分配合并。	 
	if (align <= PAGE_SIZE
	    && bdata->last_offset && bdata->last_pos+1 == start) {
	// 更新用于对 align 请求正确分页的偏移。	    
		offset = (bdata->last_offset+align-1) & ~(align-1);
	// 如果偏移现在超过了页面边界，则调用 BUG()。这个条件需要使用一次非常
	// 槽糕的对齐选择。由于一般使用的对齐仅是一个 PAGE_SIZE 的因子，所以不可能在平常
	// 使用。		
		if (offset > PAGE_SIZE)
			BUG();
	// remaining_size 是以前用过的页面中处于空闲的空间。			
		remaining_size = PAGE_SIZE-offset;
// 如果在旧的页面中有足够的空间剩余，这里使用旧的页面，然后更新 bootmem_data 
//
	// 结构来反映这一点。		
		if (size < remaining_size) {
	// 这次分配中用到的页面数现在为 0。		
			areasize = 0;
			// last_pos unchanged
	// 更新 last_offset 为本次分配的末端。			
			bdata->last_offset = offset+size;
	// 计算返回成功分配的虚拟地址。			
			ret = phys_to_virt(bdata->last_pos*PAGE_SIZE + offset +
						bdata->node_boot_start);
		} else {
// 如果不是这样，则这里计算除了这一页外还需要多少页面，并更新 bootmem_data。	
//
	//  remaining_size 是上一次用来满足分配的页面空间。	
			remaining_size = size - remaining_size;
	// 计算还需要多少页面来满足分配请求。			
			areasize = (remaining_size+PAGE_SIZE-1)/PAGE_SIZE;
	// 计算分配开始的地址。			
			ret = phys_to_virt(bdata->last_pos*PAGE_SIZE + offset +
						bdata->node_boot_start);
	// 使用到的最后一页是 start 页面加上满足这次分配的额外页面数量 areasize。						
			bdata->last_pos = start+areasize-1;
	// 已经计算过本次分配的末端。					
			bdata->last_offset = remaining_size;
		}
	// 如果偏移在页尾，则标记为 0。		
		bdata->last_offset &= ~PAGE_MASK;
	} else {
// 如果没有，这里记录本次分配用到的页面和偏移，以便于下次分配时的合并。
//
	// 不发生合并，所以这里记录用到的满足本次分配的最后一页。
		bdata->last_pos = start + areasize - 1;
	// 记录用到的最后一页。		
		bdata->last_offset = size & ~PAGE_MASK;
	// 记录分配的起始虚拟地址。		
		ret = phys_to_virt(start * PAGE_SIZE + bdata->node_boot_start);
	}
	/*
	 * Reserve the area now:
	 */
// 这一块在位图中标记分配页为 1，并将其内容清 0。
//
	// 遍历本次分配用到的所有页面，在位图中设置 1。如果它们中已经有 1，则发生
	// 了一次重复分配，所以调用 BUG()。	 
	for (i = start; i < start+areasize; i++)
		if (test_and_set_bit(i, bdata->node_bootmem_map))
			BUG();
	// 将页面用 0 填充。			
	memset(ret, 0, size);
	// 返回分配的地址。
	return ret;
}

（f）总结

    由上分析可知：启动时分配函数 alloc_bootmem、alloc_bootmem_low、alloc_bootmem_pages、alloc_bootmem_low_pages 它们最终会调用 __alloc_bootmem_core 函数，其通过 bdata->node_bootmem_map 位图找到空闲可用的页面。

• 如果对齐（align）小于 PAGE_SIZE，前面的页面在其中有空间（last_offset != 0），而且前面使用的页与本次分配的页相邻，则试着与前一次分配合并，更新页面（bdata->last_pos）和偏移（bdata->last_offset）；

• 否则不合并，并记录用到的页面（bdata->last_pos）和偏移（bdata->last_offset），以便于下次分配时的合并。

    bdata 的字段意思可参考 ⇒ 5.1 描述引导内存映射

3、释放内存

（1）free_bootmem

// mm/bootmem.c
void __init free_bootmem (unsigned long addr, unsigned long size)
{
	// 调用核心函数，以 contig_page_data 的启动内存数据为参数。
	return(free_bootmem_core(contig_page_data.bdata, addr, size));
}

（2）free_bootmem_core

static void __init free_bootmem_core(bootmem_data_t *bdata, unsigned long addr, unsigned long size)
{
	unsigned long i;
	unsigned long start;
	/*
	 * round down end of usable mem, partially free pages are
	 * considered reserved.
	 */
	unsigned long sidx;
	// 计算受影响的末端索引 eidx。
	unsigned long eidx = (addr + size - bdata->node_boot_start)/PAGE_SIZE;
	// 如果末端地址不是页对齐，则它为受影响区域的末端向下取整到最近页面。
	unsigned long end = (addr + size)/PAGE_SIZE;
	// 如果释放了大小为 0 的页面，则调用 BUG()。
	if (!size) BUG();
	// 如果末端 PFN 在该节点可寻址内存之后，则这里调用 BUG()。
	if (end > bdata->node_low_pfn)
		BUG();

	/*
	 * Round up the beginning of the address.
	 */
	// 如果起始地址不是页对齐的，则将其向上取整到最近页面。	 
	start = (addr + PAGE_SIZE-1) / PAGE_SIZE;
	// 计算要释放的起始索引。
	sidx = start - (bdata->node_boot_start/PAGE_SIZE);
	// 释放全部满页面，这里清理在启动位图中的位。如果已经为 0，则表示是一次重
	// 复释放或内存从未使用，这里调用 BUG()。
	for (i = sidx; i < eidx; i++) {
		if (!test_and_clear_bit(i, bdata->node_bootmem_map))
			BUG();
	}
}

（3）总结

    由上分析可知：函数 free_bootmem_core 主要就是把对应页帧号的位图（bootmem_data_t ->node_bootmem_map）设置为 0， 来表示对应的页是空闲的。

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4、释放引导内存分配器

    在系统启动后，引导内存分配器就不再需要了，这些函数负责销毁不需要的引导内存分配器结构，并将其余的页面传入到普通的物理页面分配器中。

（1）mem_init

    这个函数的调用图如图 5.2 所示。引导内存分配器的这个函数的重要部分是它调用 free_pages_init() 。这个函数分成如下几部分：

• 函数前面部分为高端内存地址设置在全局 mem_map 中的 PFN，并将系统范围的 0 页面清零。
• 调用 free_pages_init() 。
• 打印系统中可用内存的提示信息。
• 如果配置项可用，则检查 CPU 是否支持 PAE，并测试 CPU 中的 WP 位。这很重要，如果没有 WP 位，就必须调用 verify_write() 对内核到用户空间的每一次写检查。这仅应用于像 386 一样的老处理器。
• 填充 swapper_pg_dir 的 PGD 用户空间部分的表项，其中有内核页表。0 页面映射到所有的表项。

// arch/i386/mm/init.c
void __init mem_init(void)
{
	int codesize, reservedpages, datasize, initsize;
	// ...
	// 这个函数记录从 mem_map(highmem_start_page) 处高端内存开始的 PFN，系统中最
	// 大的页面数 (max_mapnr 和 num_physpages)，以及最后是可被内核映射的最大页面数
	// (num_mappedpages)。
	set_max_mapnr_init();
	// high_memory 是高端内存开始处的虚拟地址。
	high_memory = (void *) __va(max_low_pfn * PAGE_SIZE);

	/* clear the zero-page */
	// 将系统范围内的 0 页面清 0。
	memset(empty_zero_page, 0, PAGE_SIZE);

	// 调用 free_pages_init ，在那里告知引导内存分配器释放它自身以
	// 及初始化高端内存的所有页面，以用于伙伴分配器。
	reservedpages = free_pages_init();

	// 计算用于初始化代码和数据的代码段、数据段和内存大小。(所有标识为 __init 的函
	// 数都将在这一部分) 。	
	codesize =  (unsigned long) &_etext - (unsigned long) &_text;
	datasize =  (unsigned long) &_edata - (unsigned long) &_etext;
	initsize =  (unsigned long) &__init_end - (unsigned long) &__init_begin;
	// ...
	if (boot_cpu_data.wp_works_ok < 0)
		test_wp_bit();
		
#ifndef CONFIG_SMP
	// 遍历 swapper_pg_dir 的用户空间部分用到的每个 PGD，并将 0 页面与之映射。
	zap_low_mappings();
#endif
}

（a）⇐ set_max_mapnr_init

// mm/memory.c
unsigned long max_mapnr;
unsigned long num_physpages;
unsigned long num_mappedpages;
void * high_memory;
struct page *highmem_start_page;

// ==============================================================================
// arch/i386/mm/init.c
static void __init set_max_mapnr_init(void)
{
#ifdef CONFIG_HIGHMEM
        highmem_start_page = mem_map + highstart_pfn;
        max_mapnr = num_physpages = highend_pfn;
        num_mappedpages = max_low_pfn;
#else
        max_mapnr = num_mappedpages = num_physpages = max_low_pfn;
#endif
}

（2）free_pages_init

    这个函数有 3 个重要的功能：调用 free_all_bootmem()，销毁引导内存分配器，以及释放伙伴分配器的所有高端内存。

// arch/i386/mm/init.c
static int __init free_pages_init(void)
{
	extern int ppro_with_ram_bug(void);
	int bad_ppro, reservedpages, pfn;
	
	// 在奔腾 Pro 版本中有一个 bug，阻止高端内存中的某些页被使用。
	// 函数 ppro_with_ram_bug() 检查是否存在这个 bug。
	bad_ppro = ppro_with_ram_bug();

	/* this will put all low memory onto the freelists */
	// 调用 free_all_bootmem() 来销毁引导内存分配器。
	totalram_pages += free_all_bootmem();

	// 遍历所有的内存，计数保留给引导内存分配器的页面数。
	reservedpages = 0;
	for (pfn = 0; pfn < max_low_pfn; pfn++) {
		/*
		 * Only count reserved RAM pages
		 */
		if (page_is_ram(pfn) && PageReserved(mem_map+pfn))
			reservedpages++;
	}
#ifdef CONFIG_HIGHMEM
	// 对高端内存中的每一页，这里调用 one_highpage_init()。这个
	// 函数清除 PG_reserved 位，设置 PG_high 位，设置计数为 1，调用 __free_pages() 来给
	// 伙伴分配器分配页面，增加 totalhigh_pages 计数。杀死有 bug 的奔腾 Pro 的页面将被跳过。
	for (pfn = highend_pfn-1; pfn >= highstart_pfn; pfn--)
		one_highpage_init((struct page *) (mem_map + pfn), pfn, bad_ppro);
	totalram_pages += totalhigh_pages;
#endif
	return reservedpages;
}

传送门 free_all_bootmem

（3）one_highpage_init

    这个函数初始化高端内存中的页面信息，并检查以保证页面不会在某些奔腾 Pro 上报 bug。它仅在编译时指定了 CONFIG_HIGHMEM 的情况下存在。

// arch/i386/mm/init.c
#ifdef CONFIG_HIGHMEM
void __init one_highpage_init(struct page *page, int pfn, int bad_ppro)
{
	// 如果在 PFN 处不存在页面，则这里标记 struct page 为保留的，所以不会使用该页面。
	if (!page_is_ram(pfn)) {
		SetPageReserved(page);
		return;
	}
	
	// 如果当前运行的 CPU 是有奔腾 Pro bug 的，而这个页面会导致崩责 (page_kill_ppro()
	// 进行这项检查) ，这里就标记页面为保留的，它也不会被分配。
	if (bad_ppro && page_kills_ppro(pfn)) {
		SetPageReserved(page);
		return;
	}
	
	// 从这里开始，就会使用高端内存的页面，所以这里首先清除保留位，然后将它们分配
	// 给伙伴分配器。
	ClearPageReserved(page);
	// 设置 PG_highmem 位表示它是一个高端内存页面。
	set_bit(PG_highmem, &page->flags);
	// 初始化页面的使用计数为 1，它由伙伴分配器设为 0。
	atomic_set(&page->count, 1);
	// 利用 __free_page() 来释放页面，这样伙伴分配器会将高端内存页面
	// 加到它的空闲链表中。
	__free_page(page);
	// 将可用的高内存页面总数 (totalhigh_pages) 加 1。
	totalhigh_pages++;
}
#endif /* CONFIG_HIGHMEM */

（4）free_all_bootmem

// mm/bootmem.c
// 对 NUMA 而言，这里仅是简单地调用以特定 pgdat 为参数的核心函数。
unsigned long __init free_all_bootmem_node (pg_data_t *pgdat)
{
	return(free_all_bootmem_core(pgdat));
}

// 对 UMA 而言，这里调用仅以节点 contig_page_data 为参数的核心函数。
unsigned long __init free_all_bootmem (void)
{
	return(free_all_bootmem_core(&contig_page_data));
}

（5）free_all_bootmem_core

    这是销毁引导内存分配器的核心函数。它分为如下两个主要部分：

• 对该节点已知的未分配页面，它完成如下步骤:
  • 清除结构页面中的 PG_reserved 标志。
  • 置计数为 1。
  • 调用 __free_pages()，这样伙伴分配器可以构建它的空闲链表。
• 释放用于位图的页面，并将其释放给伙伴分配器。

// mm/bootmem.c
static unsigned long __init free_all_bootmem_core(pg_data_t *pgdat)
{
	struct page *page = pgdat->node_mem_map;
	bootmem_data_t *bdata = pgdat->bdata;
	unsigned long i, count, total = 0;
	unsigned long idx;

	// 如果没有映射图，则意味着这个节点已经被释放了，且肯定在依赖于体系结构的代码
	// 中出现了错误，所以这里调用 BUG()。
	if (!bdata->node_bootmem_map) BUG();

	// 将页面数的运行数传给伙伴分配器。
	count = 0;
	// idx 是该节点最后可寻址的索引。
	idx = bdata->node_low_pfn - (bdata->node_boot_start >> PAGE_SHIFT);
// 遍历该节点可寻址的所有页面。
	for (i = 0; i < idx; i++, page++) {
	// 如果该页标记为空闲，则 .....	
		if (!test_bit(i, bdata->node_bootmem_map)) {
	// 将传给伙伴分配器页面数的运行数加 1。		
			count++;
	// 清除 PG_reserved 标志。			
			ClearPageReserved(page);
	// 设置计数为 1，这样伙伴分配器将考虑这是页面的最后一个用户，并将其放入到空闲
	// 链表中。			
			set_page_count(page, 1);
	// 用伙伴分配器的释放函数，这样页面将被加入到空闲链表中。			
			__free_page(page);
		}
	}
	// total 将设为由此函数传递的页面总数。
	total += count;

	/*
	 * Now free the allocator bitmap itself, it's not
	 * needed anymore:
	 */
// 这一块释放分配器位图并返回。	 
//
	// 获得在启动内存映射图顶端的 struct page。
	page = virt_to_page(bdata->node_bootmem_map);
	// 位图释放的页面数。
	count = 0;
	// 对该位图使用的所有页面，这里与前面的代码一样，将其释放给伙伴分配器。
	for (i = 0; i < ((bdata->node_low_pfn-(bdata->node_boot_start >> PAGE_SHIFT))/8
								 + PAGE_SIZE-1)/PAGE_SIZE; i++,page++) {
		count++;
		ClearPageReserved(page);
		set_page_count(page, 1);
		__free_page(page);
	}
	total += count;
	// 设启动内存映射图为 NULL，以阻止其意外地被第 2 次释放。
	bdata->node_bootmem_map = NULL;

	// 返回该函数释放的页面总数，或者说，返回加人到伙伴分配器空闲链表的页面总数。
	return total;
}

（a）⇐ mm.h

// include/linux/mm.h
#define get_page(p)		atomic_inc(&(p)->count)
#define put_page(p)		__free_page(p)
#define put_page_testzero(p) 	atomic_dec_and_test(&(p)->count)
#define page_count(p)		atomic_read(&(p)->count)
#define set_page_count(p,v) 	atomic_set(&(p)->count, v)

#define SetPageReserved(page)		set_bit(PG_reserved, &(page)->flags)
#define ClearPageReserved(page)		clear_bit(PG_reserved, &(page)->flags)

（b）⇒ __free_page

传送门 __free_page

二、页表管理

1、初始化页表

（1）paging_init

    当这个函数返回时，页面已经完全建立完成。注意这里都是与 x86 相关的。

// arch/i386/mm/init.c
/*
 * paging_init() sets up the page tables - note that the first 8MB are
 * already mapped by head.S.
 *
 * This routines also unmaps the page at virtual kernel address 0, so
 * that we can trap those pesky NULL-reference errors in the kernel.
 */
void __init paging_init(void)
{
	// pagetable_init() 负责利用 swapper_pg_dir 设立一个静态页表作为 PGD。
	pagetable_init();
	// 将初始化后的 swapper_pg_dir 载入 CR3 寄存器，这样 CPU 可以使用它。
	load_cr3(swapper_pg_dir);	

#if CONFIG_X86_PAE
	/*
	 * We will bail out later - printk doesn't work right now so
	 * the user would just see a hanging kernel.
	 */
	// 如果 PAE 可用，则在 CR4 寄存器中设置相应的位。	 
	if (cpu_has_pae)
		set_in_cr4(X86_CR4_PAE);
#endif
	// 清洗所有 (包括在全局内核中) 的 TLB。
	__flush_tlb_all();

#ifdef CONFIG_HIGHMEM
	// kmap_init() 调用 kmap() 初始化保留的页表区域。
	kmap_init();
#endif
	// zone_sizes_init() (见 B.1.2 小节) 记录每个管理区的大小，然后调用 free_area_init()
	// (见 B.1.3 小节)来初始化各个管理区。
	zone_sizes_init();
}

（2）pagetable_init

    这个函数负责静态初始化一个从静态定义的称为 swapper_pg_dir 的 PDG 开始的页表。不管怎样，PTE 将可以指向在 ZONE_NORMAL 中的每个页面帧。

（a）⇐ pgtable-2level.h

// include/asm-i386/pgtable-2level.h
/*
 * traditional i386 two-level paging structure:
 */

#define PGDIR_SHIFT	22
#define PTRS_PER_PGD	1024

/*
 * the i386 is two-level, so we don't really have any
 * PMD directory physically.
 */
#define PMD_SHIFT	22
#define PTRS_PER_PMD	1

#define PTRS_PER_PTE	1024

/*
 * (pmds are folded into pgds so this doesnt get actually called,
 * but the define is needed for a generic inline function.)
 */
#define set_pmd(pmdptr, pmdval) (*(pmdptr) = pmdval)
#define set_pgd(pgdptr, pgdval) (*(pgdptr) = pgdval)

static inline pmd_t * pmd_offset(pgd_t * dir, unsigned long address)
{
	return (pmd_t *) dir;
}

#define __mk_pte(page_nr,pgprot) __pte(((page_nr) << PAGE_SHIFT) | pgprot_val(pgprot))

（b）⇐ pgtable.h

// ========================================================================
// include/asm-i386/pgtable.h
#define PMD_SIZE	(1UL << PMD_SHIFT)		// 4M
#define PMD_MASK	(~(PMD_SIZE-1))
#define PGDIR_SIZE	(1UL << PGDIR_SHIFT)	// 4M
#define PGDIR_MASK	(~(PGDIR_SIZE-1))

#define page_pte(page) page_pte_prot(page, __pgprot(0))

#define pmd_page(pmd) \
((unsigned long) __va(pmd_val(pmd) & PAGE_MASK))

/* to find an entry in a page-table-directory. */
#define pgd_index(address) ((address >> PGDIR_SHIFT) & (PTRS_PER_PGD-1))

#define __pgd_offset(address) pgd_index(address)

#define pgd_offset(mm, address) ((mm)->pgd+pgd_index(address))

/* to find an entry in a kernel page-table-directory */
#define pgd_offset_k(address) pgd_offset(&init_mm, address)

#define __pmd_offset(address) \
		(((address) >> PMD_SHIFT) & (PTRS_PER_PMD-1))

#define mk_pte(page, pgprot)	__mk_pte((page) - mem_map, (pgprot))

/* This takes a physical page address that is used by the remapping functions */
#define mk_pte_phys(physpage, pgprot)	__mk_pte((physpage) >> PAGE_SHIFT, pgprot)

（c）⇐ page.h

// ========================================================================
// include/asm-i386/page.h
#define pmd_val(x)	((x).pmd)
#define pgd_val(x)	((x).pgd)
#define pgprot_val(x)	((x).pgprot)

#define __pte(x) ((pte_t) { (x) } )
#define __pmd(x) ((pmd_t) { (x) } )
#define __pgd(x) ((pgd_t) { (x) } )
#define __pgprot(x)	((pgprot_t) { (x) } )

（d）pagetable_init

    页地址扩展（PAE，Page Address Extension），页面大小扩展（PSE，大概是 Page Size Extension 的简称），用于扩展 32 位寻址。因此 不研究 PAE 启用情况。

// arch/i386/mm/init.c
static void __init pagetable_init (void)
{
	unsigned long vaddr, end;
	pgd_t *pgd, *pgd_base;
	int i, j, k;
	pmd_t *pmd;
	pte_t *pte, *pte_base;

	// 这里初始化 PGD 的第一块。它把每个表项指向全局 0 页面。需要引用的在 ZONE_NORMAL 
	// 中可用内存的表项将在后面分配。
	/*
	 * This can be zero as well - no problem, in that case we exit
	 * the loops anyway due to the PTRS_PER_* conditions.
	 */
	// 变量 end 标志在 ZONE_NORMAL 中物理内存的末端。	 
	end = (unsigned long)__va(max_low_pfn*PAGE_SIZE);
	
	// pgd_base 设立指向静态声明的 PGD 起始位置。
	pgd_base = swapper_pg_dir;
#if CONFIG_X86_PAE
	// 如果 PAE 可用，仅将每个表项设为 0 (实际上，将每个表项指向全局 0 页面) 就
	// 不够了，因为每个 pgd_t 是一个结构。所以，set_pgd 必须在每个 pgd_t 上调用以使每个表项
	// 都指向全局 0 页面。PTRS_PER_PGD（1024）
	for (i = 0; i < PTRS_PER_PGD; i++)
		set_pgd(pgd_base + i, __pgd(1 + __pa(empty_zero_page)));
#endif
	// i 初始化为 PGD 中的偏移，与 PAGE_OFFSET 相对应。或者说，这个函数将仅初始
	// 化线性地址空间的内核部分。可以不用关心这个用户空间部分。
	i = __pgd_offset(PAGE_OFFSET);
	// pgd 初始化为 pgd_t，对应于线性地址空间中内核部分的起点。
	pgd = pgd_base + i;

	// 这个循环开始指向有效 PMD 表项。在 PAE 的情形下，页面由 alloc_bootmem_low_pages()
	// 分配，然后设立相应的 PGD。没有 PAG 时，就没有中间目录，所以就折返到 PGD 以保
	// 留三层页表的假象。
	// 
	// i 已经初始化为线性地址空间的内核部分起始位置，所以这里一直循环到最后
	// PTRS_PER_PGD（1024） 处的 pgd_t。
	for (; i < PTRS_PER_PGD; pgd++, i++) {
	// 计算这个 PGD 的虚拟地址。PGDIR_SIZE（4M），即每个 PGD 代表 4M，PGD 共 1024 个
		vaddr = i*PGDIR_SIZE;
	// 如果到达 ZONE_NORMAL 的末端，则跳出循环，因为不再需要另外的页表项。		
		if (end && (vaddr >= end))
			break;
#if CONFIG_X86_PAE
	// 如果 PAE 可用，则为 PMD 分配一个页面，并利用 set_pgd() 将页面插入到页表中。
		pmd = (pmd_t *) alloc_bootmem_low_pages(PAGE_SIZE);
		set_pgd(pgd, __pgd(__pa(pmd) + 0x1));
#else
	// 如果 PAE 不可用，仅设置 pmd 指向当前 pgd_t。这就是模拟三层页表的 "折返" 策略。
		pmd = (pmd_t *)pgd;
#endif
	// 这是一个有效性检查，以保证 PMD 有效。
		if (pmd != pmd_offset(pgd, 0))
			BUG();

	// 这一块初始化 PMD 中的每个表项。这个循环仅在 PAE 可用时进行。请记住，没有 PAE
	// 时 PTRS_PER_PMD 是 1。		
		for (j = 0; j < PTRS_PER_PMD; pmd++, j++) {
	// 计算这个 PMD 的虚拟地址。PGDIR_SIZE（4M），PMD_SIZE（4M）		
			vaddr = i*PGDIR_SIZE + j*PMD_SIZE;
			if (end && (vaddr >= end))
				break;
	// 如果 CPU 支持 PSE，使用大 TLB 表项。这意味着，对内核页面而言，一个 TLB
	// 项将映射 4 MB 而不是平常的 4 KB，将不再需要三层 PTE。				
			if (cpu_has_pse) {
				unsigned long __pe;

				set_in_cr4(X86_CR4_PSE);
				boot_cpu_data.wp_works_ok = 1;
	// __pe 设置为内核页表的标志(_KERNPG_TABLE)，以及表明这是一个映射 4 MB(_PAGE_PSE)
	// 的标志，然后利用__pa()表明这块虚拟地址的物理地址。这意味着 4 MB 的物理
	// 地址不由页表映射。				
				__pe = _KERNPG_TABLE + _PAGE_PSE + __pa(vaddr);
				/* Make it "global" too if supported */
	// 如果 CPU 支持 PGE，则为页表项设置它。它标记表项为全局的，并为所有进程可见。				
				if (cpu_has_pge) {
					set_in_cr4(X86_CR4_PGE);
					__pe += _PAGE_GLOBAL;
				}
	// 由于 PSE 的缘故，所以不需要三层页表。现在利用 set_pmd() 来设置 PMD，并
	// 继续到下一个 PMD。				
				set_pmd(pmd, __pmd(__pe));
				continue;
			}

	// 相反，如果 PSE 不被支持，需要 PTE 的时候，为它们分配一个页面。
			pte_base = pte = (pte_t *) alloc_bootmem_low_pages(PAGE_SIZE);

	// 这一块初始化 PTE。
	// 对每个 pte_t, 计算当前被检查的虚拟地址, 创建一个 PTE 来指向相应的物理页面帧。
	// PTRS_PER_PTE（1024），PGDIR_SIZE（4M），PMD_SIZE（4M），PAGE_SIZE（4K）
			for (k = 0; k < PTRS_PER_PTE; pte++, k++) {
				vaddr = i*PGDIR_SIZE + j*PMD_SIZE + k*PAGE_SIZE;
				if (end && (vaddr >= end))
					break;
				*pte = mk_pte_phys(__pa(vaddr), PAGE_KERNEL);
			}
	// PTE 已经被初始化, 所以设置 PMD 来指向包含它们的页面。			
			set_pmd(pmd, __pmd(_KERNPG_TABLE + __pa(pte_base)));
	// 保证表项已经正确建立。			
			if (pte_base != pte_offset(pmd, 0))
				BUG();
		}
	}

	// 在这点上，已经设立页面表项来引用 ZONE_NORMAL 的所有部分。需要的其他区域是
	// 那些固定映射以及那些需要利用 kmap() 映射高端内存的区域。
	/*
	 * Fixed mappings, only the page table structure has to be
	 * created - mappings will be set by set_fixmap():
	 */
	// 固定地址空间被认为从 FIXADDR_TOP 开始，并在地址空间前面结束。__fix_to_virt()
	// 将一个下标作为参数，并返回在固定虚拟地址空间中的第 index 个下标后续页面帧 (从
	// FIXADDR_TOP 开始)。 __end_of_fixed_addresses 是上一个由固定虚拟地址空间用到的下
	// 标。或者说，这一行返回的应该是固定虚拟地址空间起始位置的 PMD 虚拟地址。	 
	vaddr = __fix_to_virt(__end_of_fixed_addresses - 1) & PMD_MASK;
	// 这个函数传递 0 作为 fixrange_init() 的结束， 它开始于 vaddr，并创建有效 PGD 和
	// PMD 直到虚拟地址空间的末端，对这些地址而言不需要 PTE。
	fixrange_init(vaddr, 0, pgd_base);

#if CONFIG_HIGHMEM
	// 利用 kmap()来设立页表。
	/*
	 * Permanent kmaps:
	 */
	vaddr = PKMAP_BASE;
	fixrange_init(vaddr, vaddr + PAGE_SIZE*LAST_PKMAP, pgd_base);

	// 利用 kmap() 获取对应于待用到的区域首址的 PTE。
	pgd = swapper_pg_dir + __pgd_offset(vaddr);
	pmd = pmd_offset(pgd, vaddr);
	pte = pte_offset(pmd, vaddr);
	pkmap_page_table = pte;
#endif

#if CONFIG_X86_PAE
	/*
	 * Add low memory identity-mappings - SMP needs it when
	 * starting up on an AP from real-mode. In the non-PAE
	 * case we already have these mappings through head.S.
	 * All user-space mappings are explicitly cleared after
	 * SMP startup.
	 */
	// 这里设立一个临时标记来映射虚拟地址 0 和物理地址 0。	 
	pgd_base[0] = pgd_base[USER_PTRS_PER_PGD];
#endif
}

（3）⇒ alloc_bootmem_low_pages

    上文 pagetable_init 函数中有调用 alloc_bootmem_low_pages 函数。

static void __init pagetable_init (void) {
	// ...
			pte_base = pte = (pte_t *) alloc_bootmem_low_pages(PAGE_SIZE);
	// ...
}

alloc_bootmem_low_pages 函数具体分析可参考 ⇒ alloc_bootmem 一节

（4）fixrange_init

    上文 pagetable_init 函数中有调用 fixrange_init 函数。

static void __init pagetable_init (void) {
	// ...
	fixrange_init(vaddr, 0, pgd_base);
	// ...
}

    这个函数为固定虚拟地址映射创建有效的 PGD 和 PMD。

// arch/i386/mm/init.c
static void __init fixrange_init (unsigned long start, unsigned long end, pgd_t *pgd_base)
{
	pgd_t *pgd;
	pmd_t *pmd;
	pte_t *pte;
	int i, j;
	unsigned long vaddr;
	
	// 设置虚拟地址 (vaddr) 作为请求起始地址的一个参数。
	vaddr = start;
	// 获取对应于 vaddr 的 PGD 内部索引。	
	i = __pgd_offset(vaddr);
	// 获取对应于 vaddr 的 PMD 内部索引。
	j = __pmd_offset(vaddr);
	// 获取 pgd_t 的起点。
	pgd = pgd_base + i;

	// 一直循环直到到达 end。当 pagetable_init() 传入 0 时，将继续循环直到 PGD 的末端。
	// PTRS_PER_PGD（1024）
	for ( ; (i < PTRS_PER_PGD) && (vaddr != end); pgd++, i++) {
#if CONFIG_X86_PAE
	// 在有 PAE 时，若没有为 PMD 分配页面，这里就为 PMD 分配一个页面。
		if (pgd_none(*pgd)) {
			pmd = (pmd_t *) alloc_bootmem_low_pages(PAGE_SIZE);
			set_pgd(pgd, __pgd(__pa(pmd) + 0x1));
			if (pmd != pmd_offset(pgd, 0))
				printk("PAE BUG #02!\n");
		}
		pmd = pmd_offset(pgd, vaddr);
#else
	// 没有 PAE 时，也没有 PMD，所以这里把 pgd_t 看作 pmd_t。
		pmd = (pmd_t *)pgd;
#endif
	// 对 PMD 中的每个表项，这里将为 pte_t 表项分配一个页面，并在页表中设置。
	// 注意 vaddr 是以 PMD 大小作为一步增加的。
	// PTRS_PER_PMD（1）。		
		for (; (j < PTRS_PER_PMD) && (vaddr != end); pmd++, j++) {
			if (pmd_none(*pmd)) {
				pte = (pte_t *) alloc_bootmem_low_pages(PAGE_SIZE);
				set_pmd(pmd, __pmd(_KERNPG_TABLE + __pa(pte)));
				if (pte != pte_offset(pmd, 0))
					BUG();
			}
			vaddr += PMD_SIZE;
		}
		j = 0;
	}
}

（5）kmap_init

    上文 paging_init 函数中有调用 kmap_init 函数。

// arch/i386/mm/init.c
void __init paging_init(void) {
	// ...
#ifdef CONFIG_HIGHMEM
	// kmap_init() 调用 kmap() 初始化保留的页表区域。
	kmap_init();
#endif
	// ...
}

（a）⇐ fixmap.h

// include/asm-i386/fixmap.h
/*
 * used by vmalloc.c.
 *
 * Leave one empty page between vmalloc'ed areas and
 * the start of the fixmap, and leave one page empty
 * at the top of mem..
 */
#define FIXADDR_TOP	(0xffffe000UL)
#define __FIXADDR_SIZE	(__end_of_permanent_fixed_addresses << PAGE_SHIFT)
#define FIXADDR_START	(FIXADDR_TOP - __FIXADDR_SIZE)

#define __fix_to_virt(x)	(FIXADDR_TOP - ((x) << PAGE_SHIFT))

（b）⇐ init_task.c

    结构体 mm_struct 可参考 ⇒ 4.3 进程地址空间描述符

// include/linux/sched.h
#define INIT_MM(name) \
{			 				\
	mm_rb:		RB_ROOT,			\
	pgd:		swapper_pg_dir, 		\
	mm_users:	ATOMIC_INIT(2), 		\
	mm_count:	ATOMIC_INIT(1), 		\
	mmap_sem:	__RWSEM_INITIALIZER(name.mmap_sem), \
	page_table_lock: SPIN_LOCK_UNLOCKED, 		\
	mmlist:		LIST_HEAD_INIT(name.mmlist),	\
}

// arch/i386/kernel/init_task.c
struct mm_struct init_mm = INIT_MM(init_mm);

（c）⇐ pgtable.h

// include/asm-i386/page.h
#define pmd_val(x)	((x).pmd)
#define pgd_val(x)	((x).pgd)
#define pgprot_val(x)	((x).pgprot)

// =========================================================================
// include/asm-i386/pgtable-2level.h
/*
 * traditional i386 two-level paging structure:
 */

#define PGDIR_SHIFT	22
#define PTRS_PER_PGD	1024

/*
 * the i386 is two-level, so we don't really have any
 * PMD directory physically.
 */
#define PMD_SHIFT	22
#define PTRS_PER_PMD	1

#define PTRS_PER_PTE	1024

static inline pmd_t * pmd_offset(pgd_t * dir, unsigned long address)
{
	return (pmd_t *) dir;
}

// =========================================================================
// include/asm-i386/pgtable.h
#define pmd_page(pmd) \
((unsigned long) __va(pmd_val(pmd) & PAGE_MASK))

/* Find an entry in the third-level page table.. */
#define __pte_offset(address) \
		((address >> PAGE_SHIFT) & (PTRS_PER_PTE - 1))
#define pte_offset(dir, address) ((pte_t *) pmd_page(*(dir)) + \
			__pte_offset(address))

/* to find an entry in a page-table-directory. */
#define pgd_index(address) ((address >> PGDIR_SHIFT) & (PTRS_PER_PGD-1))

#define pgd_offset(mm, address) ((mm)->pgd+pgd_index(address))

/* to find an entry in a kernel page-table-directory */
#define pgd_offset_k(address) pgd_offset(&init_mm, address)

（d）kmap_init

    这个函数仅存在于如果在编译时设置了 CONFIG_HIGHMEM 的情况下。它负责获取 kma 区域的首址，引用它的 PTE 以及保护页表。这意味着在使用 kmap() 时不一定都需要检查 PGD。

/*
 * NOTE: pagetable_init alloc all the fixmap pagetables contiguous on the
 * physical space so we can cache the place of the first one and move
 * around without checking the pgd every time.
 */

#if CONFIG_HIGHMEM
pte_t *kmap_pte;
pgprot_t kmap_prot;

//  由于 fixrange_init() 已经设立了有效的 PGD 和 PMD，所以就不需要再一次检查
// 它们，这样 kmap_get_fixmap_pte() 可以快速遍历页表。
#define kmap_get_fixmap_pte(vaddr)					\
	pte_offset(pmd_offset(pgd_offset_k(vaddr), (vaddr)), (vaddr))

void __init kmap_init(void)
{
	unsigned long kmap_vstart;

	/* cache the first kmap pte */
	// 缓存 kmap_vstart 中 kmap 区域的虚拟地址。
	kmap_vstart = __fix_to_virt(FIX_KMAP_BEGIN);
	// 缓存 PTE 作为 kmap_pte 中 kmap 区域的首址。
	kmap_pte = kmap_get_fixmap_pte(kmap_vstart);
	//  利用 kmap_prot 缓存页表表项的保护项。
	kmap_prot = PAGE_KERNEL;
}
#endif /* CONFIG_HIGHMEM */

（6）⇒ zone_sizes_init

    上文 paging_init 函数中有调用 zone_sizes_init 函数。

// arch/i386/mm/init.c
void __init paging_init(void) {
	// ...
	// zone_sizes_init() (见 B.1.2 小节) 记录每个管理区的大小，然后调用 free_area_init()
	// (见 B.1.3 小节)来初始化各个管理区。
	zone_sizes_init();
	// ...
}

zone_sizes_init 函数具体分析可参考 ⇒ zone_sizes_init 一节

2、遍历页表

（1）follow_page

    这个函数返回在 mm 页表中 address 处 PTE 用到的 struct page 。

// mm/memory.c
/*
 * Do a quick page-table lookup for a single page. 
 */
// 这个函数是 mm 中待遍历的页表。address 与 struct page 和 write 有关，它表明该页
// 是否将被写。
static struct page * follow_page(struct mm_struct *mm, unsigned long address, int write) 
{
	pgd_t *pgd;
	pmd_t *pmd;
	pte_t *ptep, pte;

	// 获取 address 处的 PGD 并保证它存在且有效。
	pgd = pgd_offset(mm, address);
	if (pgd_none(*pgd) || pgd_bad(*pgd))
		goto out;
	
	// 获取address处的PMD并保证它存在且有效。
	pmd = pmd_offset(pgd, address);
	if (pmd_none(*pmd) || pmd_bad(*pmd))
		goto out;

	// 获取address处的PTE并保证它存在且有效。
	ptep = pte_offset(pmd, address);
	if (!ptep)
		goto out;

	pte = *ptep;
	// 如果PTE当前存在，则可以返回一些东西。
	if (pte_present(pte)) {
	// 如果调用者指定了将发生写操作,则检查以保证PTE有写权限。如果是这样, 将PTE设为脏。
		if (!write ||
		    (pte_write(pte) && pte_dirty(pte)))
	// 如果PTE存在并有权限，则返回由PTE映射的struct page		    
			return pte_page(pte);
	}

out:
	// 返回0表明该address没有相应的struct page
	return 0;
}

3、⇔ 页表

（1）pmd_alloc

// include/linux/mm.h
/*
 * On a two-level page table, this ends up being trivial. Thus the
 * inlining and the symmetry break with pte_alloc() that does all
 * of this out-of-line.
 */
 // x86 两级页表，pmd 即为 pgd ?
static inline pmd_t *pmd_alloc(struct mm_struct *mm, pgd_t *pgd, unsigned long address)
{
	if (pgd_none(*pgd))
		return __pmd_alloc(mm, pgd, address);
	return pmd_offset(pgd, address);
}

（a） ⇐ pgtable-2level.h

// include/asm-i386/pgtable-2level.h
static inline int pgd_none(pgd_t pgd)		{ return 0; }

static inline pmd_t * pmd_offset(pgd_t * dir, unsigned long address)
{
	return (pmd_t *) dir;
}

（2）__pmd_alloc

// mm/memory.c
/*
 * Allocate page middle directory.
 *
 * We've already handled the fast-path in-line, and we own the
 * page table lock.
 *
 * On a two-level page table, this ends up actually being entirely
 * optimized away.
 */
pmd_t *__pmd_alloc(struct mm_struct *mm, pgd_t *pgd, unsigned long address)
{
	pmd_t *new;

	/* "fast" allocation can happen without dropping the lock.. */
	new = pmd_alloc_one_fast(mm, address);
	if (!new) {
		spin_unlock(&mm->page_table_lock);
		new = pmd_alloc_one(mm, address);
		spin_lock(&mm->page_table_lock);
		if (!new)
			return NULL;

		/*
		 * Because we dropped the lock, we should re-check the
		 * entry, as somebody else could have populated it..
		 */
		if (!pgd_none(*pgd)) {
			pmd_free(new);
			goto out;
		}
	}
	pgd_populate(mm, pgd, new);
out:
	return pmd_offset(pgd, address);
}

（a） ⇐ pgalloc.h

// include/asm-i386/pgalloc.h
/*
 * allocating and freeing a pmd is trivial: the 1-entry pmd is
 * inside the pgd, so has no extra memory associated with it.
 * (In the PAE case we free the pmds as part of the pgd.)
 */

#define pmd_alloc_one_fast(mm, addr)	({ BUG(); ((pmd_t *)1); })
#define pmd_alloc_one(mm, addr)		({ BUG(); ((pmd_t *)2); })
#define pmd_free_slow(x)		do { } while (0)
#define pmd_free_fast(x)		do { } while (0)
#define pmd_free(x)			do { } while (0)
#define pgd_populate(mm, pmd, pte)	BUG()

---

三、描述物理内存

1、初始化管理区

（1）setup_memory

    这个函数的调用图如图 2.3 所示。它为引导内存分配器初始化自身进行所需信息的获取。它可以分成几个不同的任务。

• 找到低端内存的 PFN 的起点和终点(min_low_pfn，max_low_pfn)，找到高端内存的 PFN 的起点和终点（highstart_pfn，highend_pfn），以及找到系统中最后一页的 PFN。
• 初始化 bootmem_date 结构以及声明可能被引导内存分配器用到的页面。
• 标记所有系统可用的页面为空闲，然后为那些表示页面的位图保留页面。
• 在 SMP 配置或 initrd 镜像存在时，为它们保留页面。

// arch/i386/kernel/setup.c
static unsigned long __init setup_memory(void) {
	unsigned long bootmap_size, start_pfn, max_low_pfn;
	// 将物理地址向上取整到下一页面，返回页帧号。由于_end 是已载入内核
	// 镜像的底端地址，所以 start_pfn 现在是可能被用到的第一块物理页面帧的偏移。
	start_pfn = PFN_UP(__pa(&_end));
	// 遍历 e820 图，查找最高的可用 PFN。
	find_max_pfn();
	// 在 ZONE_NORMAL 中找到可寻址的最高页面帧。
	max_low_pfn = find_max_low_pfn();
	
#ifdef CONFIG_HIGHMEM
	// 如果高端内存可用，则从高端内存区域的 0 位置开始。如果内存在 max_low_pfn 后，
	// 则把高端内存区的起始位置（highstart_pfn）定在那里，而其结束位置定在 max_pfn，
	// 然后打印可用高端内存的提示消息。
	highstart_pfn = highend_pfn = max_pfn;
	if (max_pfn > max_low_pfn) {
		highstart_pfn = max_low_pfn;
	}
	printk(KERN_NOTICE "%ldMB HIGHMEM available.\n",
		pages_to_mb(highend_pfn - highstart_pfn));
#endif

	// 为 config_page_data 节点初始化 bootmem_data 结构。
	// 它设置节点的物理内存起始点（页帧号 start_pfn）和终点（页帧号 max_low_pfn ），
	// 分配一张位图来表示这些页面,并将所有的页面设置为初始时保留。
	bootmap_size = init_bootmem(start_pfn, max_low_pfn);
	// 读入 e820 图，然后为运行时系统中的所有可用页面
	// 调用 free_bootmem() 这将标记页面在初始化时为空闲（即可分配页面）。
	register_bootmem_low_pages(max_low_pfn);
	
	// 保留页面，即相应的位图的位设置为 1
	reserve_bootmem(HIGH_MEMORY, (PFN_PHYS(start_pfn) +
			 bootmap_size + PAGE_SIZE-1) - (HIGH_MEMORY));

	// 保留 0 号页面，因为 0 号页面是 BIOS 用到的一个特殊页面。			 
	reserve_bootmem(0, PAGE_SIZE);
#ifdef CONFIG_SMP
	// 保留额外的页面为跳板代码用。跳板代码处理用户空间如何进入内核空间。
	reserve_bootmem(PAGE_SIZE, PAGE_SIZE);
#endif
#ifdef CONFIG_ACPI_SLEEP
	// 如果加入了睡眠机制，就需要为它保留内存。这仅为那些有挂起功能的手提
	// 电脑所用到。它已经超过本书的范围。
	acpi_reserve_bootmem();
#endif
	// ...	
	return max_low_pfn;			 
}

（a）⇒ init_bootmem

传送门 init_bootmem

（b）⇒ register_bootmem_low_pages

// arch/i386/kernel/setup.c
// 读入 e820 图，然后为运行时系统中的所有可用页面
// 调用 free_bootmem() 这将标记页面在初始化时为空闲（即可分配页面）。
static void __init register_bootmem_low_pages(unsigned long max_low_pfn)
{
	int i;

	for (i = 0; i < e820.nr_map; i++) {
		unsigned long curr_pfn, last_pfn, size;
		// ...	
		size = last_pfn - curr_pfn;
		free_bootmem(PFN_PHYS(curr_pfn), PFN_PHYS(size));
	}
}

传送门 free_bootmem

（c）⇒ reserve_bootmem

传送门 reserve_bootmem

（2）zone_sizes_init

    这是一个用于初始化各管理区的高层函数。PFN 中管理区大小在 setup_memory() 过程中发现。这个函数填充一个管理区大小的数组，并把它传给 free_area_init()。

// arch/i386/mm/init.c
static void __init zone_sizes_init(void)
{
	// 初始化大小为 0。
	unsigned long zones_size[MAX_NR_ZONES] = {0, 0, 0};
	unsigned int max_dma, high, low;
	
	// 计算最大可能 DMA 寻址的 PFN。
	// #define MAX_DMA_ADDRESS      (PAGE_OFFSET+0x1000000) 16M
	max_dma = virt_to_phys((char *)MAX_DMA_ADDRESS) >> PAGE_SHIFT;
	// max_low_pfn 是 ZONE_NORMAL 可用的最高 PFN。
	low = max_low_pfn;
	// highest_pfn 是 ZONE_HIGHMEM 可用的最高 PFN。
	high = highend_pfn;

	// 如果在 ZONE_NORMAL 中的最高 PFN 低于 MAX_DMA_ADDRESS，则仅
	// 把 ZONE_DMA 的大小赋值给它,其他管理区仍然为 0。
	if (low < max_dma)
		zones_size[ZONE_DMA] = low;
	else {
	// 设置 ZONE_DMA 中的页面数。
		zones_size[ZONE_DMA] = max_dma;
	// ZONE_NORMAL 的大小等于 max_low_pfn 减去 ZONE_DMA 中的页面数。		
		zones_size[ZONE_NORMAL] = low - max_dma;
#ifdef CONFIG_HIGHMEM
	// ZONE_HIGHMEM 的大小是可能的最高 PFN 减去 ZONE_NORMAL 中可能的最
	// 高 PFN(max_low_pfn)。
		zones_size[ZONE_HIGHMEM] = high - low;
#endif
	}
	free_area_init(zones_size);
}

（3）free_area_init

    这是一个与体系结构无关的函数，用于设置 UMA 体系结构。它仅是调用核心函数，传入静态 contig_page_data 作为节点。不同的是，NUMA 体系结构将使用 free_area_node()。

// mm/page_alloc.c
void __init free_area_init(unsigned long *zones_size)
{
	free_area_init_core(0, &contig_page_data, &mem_map, zones_size, 0, 0, 0);
}

    传递给 free_area_init_core() 的参数如下：

• 0 是该节点的节点标识（NID），这里为 0。
• contig_page_data 是静态全局 pg_data_t。
• mem_map 用于跟踪 struct page 的全局 mem_map。 函数 free_area_init_core() 将为这个数组分配内存。
• zones_sizes 是由 zone_sizes_init() 填充的管理区大小的数组。
• 0，这个 0 是物理地址的起始点。
• 0，第 2 个 0 是内存空洞大小的数组，但不用于 UMA 体系结构。
• 0，最后一个 0 是一个指向该节点局部 mem_map 的一个指针，用于 NUMA 体系结构。

（4）free_area_init_core

    这个函数负责初始化所有的区域，并在节点中分配它们的局部 Imem_map。在 UMA 体系结构中，调用这个函数将初始化全局 mem_map 数组。在 NUMA 体系结构中，这个数组被看作是一个稀疏分布的虚拟数组。

// mm/page_alloc.c
/*
 * Set up the zone data structures:
 *   - mark all pages reserved
 *   - mark all memory queues empty
 *   - clear the memory bitmaps
 */
void __init free_area_init_core(int nid, pg_data_t *pgdat, struct page **gmap,
	unsigned long *zones_size, unsigned long zone_start_paddr, 
	unsigned long *zholes_size, struct page *lmem_map)
{
	unsigned long i, j;
	unsigned long map_size;
	unsigned long totalpages, offset, realtotalpages;
	
	// 该块主要负责计算每个区域的大小。
	// 这个区域必须邻近由伙伴分配器分配的最大大小的块，从而进行位级操作。
	// MAX_ORDER 为 10
	const unsigned long zone_required_alignment = 1UL << (MAX_ORDER-1);
	// 如果物理地址不是按页面排列的，就是一个 BUG()。
	if (zone_start_paddr & ~PAGE_MASK)
		BUG();
	// 为这个节点初始化 totalpages 为 0。
	totalpages = 0;
	// 通过遍历 zone_sizes 来计算节点的总大小。
	for (i = 0; i < MAX_NR_ZONES; i++) {
		unsigned long size = zones_size[i];
		totalpages += size;
	}
	// 通过减去 zholes_size 的空洞大小来计算实际的内存量。
	realtotalpages = totalpages;
	if (zholes_size)
		for (i = 0; i < MAX_NR_ZONES; i++)
			realtotalpages -= zholes_size[i];
	// 打印提示信息告知用户这个节点可用的内存量。		
	printk("On node %d totalpages: %lu\n", nid, realtotalpages);

	/*
	 * Some architectures (with lots of mem and discontinous memory
	 * maps) have to search for a good mem_map area:
	 * For discontigmem, the conceptual mem map array starts from 
	 * PAGE_OFFSET, we need to align the actual array onto a mem map 
	 * boundary, so that MAP_NR works.
	 */
	// 这一块在需要时分配局部 lmem_map，设置 gmap 位。在 UMA 体系结构中，gmap 实际
	// 上就是 mem_map，所以这就是为它分配的内存。
	// 
	// 计算数组所需的内存量。它等于页面总数量乘以 struct page 的大小。
	map_size = (totalpages + 1)*sizeof(struct page);
	// 如果映射图还没有分配，就在这里分配。
	if (lmem_map == (struct page *)0) {
	// 从引导内存分配器中分配一块内存。
		lmem_map = (struct page *) alloc_bootmem_node(pgdat, map_size);
	// MAP_ALIGN() 将在一个 struct page 大小范围内排列数组，从而计算在 mem_map
	// 中基于物理地址 MAP_NR() 宏的内部偏移。		
		lmem_map = (struct page *)(PAGE_OFFSET + 
			MAP_ALIGN((unsigned long)lmem_map - PAGE_OFFSET));
	}
	// 设置 gmap 和 pgdat-node_mem_map 变量以分配 lmem_map。在 UMA 体系结构
	// 中，仅设置 mem_map。
	*gmap = pgdat->node_mem_map = lmem_map;
	// 记录节点大小。
	pgdat->node_size = totalpages;
	// 记录起始物理地址。
	pgdat->node_start_paddr = zone_start_paddr;
	// 记录节点所占 mem_map 中的偏移。
	pgdat->node_start_mapnr = (lmem_map - mem_map);
	// 初始化管理区计数为 0，这将在函数的后面设置。
	pgdat->nr_zones = 0;

	// offset 现在是 lmem_map 开始的局部部分中 mem_map 的偏移。 
	offset = lmem_map - mem_map;	

	// 从这块管理区开始循环，初始化节点中的每个 zone_t。该初始化过程开始时设置已存在
	// 基本字段的值。
	// 
	// 追历节点中所有管理区。
	for (j = 0; j < MAX_NR_ZONES; j++) {
		zone_t *zone = pgdat->node_zones + j;
		unsigned long mask;
		unsigned long size, realsize;

	// 记录在 zone_table 中指向该管理区的指针，见 2.6 节。
		zone_table[nid * MAX_NR_ZONES + j] = zone;
	// 计算管理区的实际大小。它基于 zones_sizes 的总大小减去 zholes_size 的空洞大小。		
		realsize = size = zones_size[j];
		if (zholes_size)
			realsize -= zholes_size[j];
	// 打印提示信息告知在这个管理区中的页面数。
		printk("zone(%lu): %lu pages.\n", j, size);
	// 记录管理区的大小。		
		zone->size = size;
	// zone_names 是管理区的大小，这里是为了打印的需要。		
		zone->name = zone_names[j];
	// 初始化管理区的其他字段，如它的父 pgdat。		
		zone->lock = SPIN_LOCK_UNLOCKED;
		zone->zone_pgdat = pgdat;
		zone->free_pages = 0;
		zone->need_balance = 0;
	// 如果管理区没有内存，就转到下一个管理区，因为不需要其他操作了。		
		if (!size)
			continue;

		/*
		 * The per-page waitqueue mechanism uses hashed waitqueues
		 * per zone.
		 */
// 这一块初始化管理区的等待队列。等待该管理区中页面的进程将会使用这个哈希表选择
// 一个队列等待。这意味着在页面解锁时并不需要唤醒所有的等待进程，仅需要唤醒其中的一
// 个子集。
// wait_table_size() 计算所用哈希表的大小。它基于管理区的页面数和队列数与页面
// 数之间的特定比率完成计算。该哈希表不会大于 4 KB。
		zone->wait_table_size = wait_table_size(size);
// 计算哈希算法的因子。
		zone->wait_table_shift =
			BITS_PER_LONG - wait_table_bits(zone->wait_table_size);
// 分配可以容纳 zone→wait_table_size 项的 wait_queue_head_t 表。
		zone->wait_table = (wait_queue_head_t *)
			alloc_bootmem_node(pgdat, zone->wait_table_size
						* sizeof(wait_queue_head_t));
// 初始化所有的等待队列。
		for(i = 0; i < zone->wait_table_size; ++i)
			init_waitqueue_head(zone->wait_table + i);

// 这一块计算管理区极值并记录管理区地址。这个极值记为管理区大小的比率。
// 
// 首先，若激活了一个新的管理区，更新节点中的管理区数量。
		pgdat->nr_zones = j+1;
// 计算掩码（将用于 page_min 极值）为管理区的大小除以管理区的平衡因子。所有管
// 理区的平衡因子在 mm/page_alloc.c 的首部声明为 128。
		mask = (realsize / zone_balance_ratio[j]);
// 所有管 理 区的 zone_balance_min 比率都为 20，这意味着 page_min 将不低于 20 。
		if (mask < zone_balance_min[j])
			mask = zone_balance_min[j];
		else if (mask > zone_balance_max[j])
// 类似地，所有的 zone_balance_max 都为 255，所以 pages_min 将不会超过 255。
			mask = zone_balance_max[j];
//  pages_min 设为 mask。
		zone->pages_min = mask;
// pages_low 是 pages_min 页面数量的 2 倍。
		zone->pages_low = mask*2;
// pages_high 是 pages_min 页面数量的 3 倍。
		zone->pages_high = mask*3;
// 记录管理区的第 1 个 struct page 在 mem_map 中的地址。
		zone->zone_mem_map = mem_map + offset;
// 记录 mem_map 中管理区起点的索引。
		zone->zone_start_mapnr = offset;
// 记录起始的物理地址。
		zone->zone_start_paddr = zone_start_paddr;
// 利用伙伴分配器保证管理区已经正确的排列可用。否则，伙伴分配器用到的位
// 级操作就会失败。
		if ((zone_start_paddr >> PAGE_SHIFT) & (zone_required_alignment-1))
			printk("BUG: wrong zone alignment, it will crash\n");

		/*
		 * Initially all pages are reserved - free ones are freed
		 * up by free_all_bootmem() once the early boot process is
		 * done. Non-atomic initialization, single-pass.
		 */
// 初始时，管理区中所有的页面都标记为保留，因为没有办法知道引导内存分配
// 器使用的是哪些页面。当引导内存分配器在 free_all_bootmem() 中收回时，
// 未使用页面中的 PG_reserved 会被清除。
		for (i = 0; i < size; i++) {
// 获取页面的偏移。
			struct page *page = mem_map + offset + i;
// 页面所在的管理区由页面标志编码，见 2.6 节。
			set_page_zone(page, nid * MAX_NR_ZONES + j);
// 设置计数为 0，因为管理区未被使用。
			set_page_count(page, 0);
// 设置保留标志，然后，若页面不再被使用，引导内存分配器将清除该位。
			SetPageReserved(page);
// 初始化页面链表头。
			INIT_LIST_HEAD(&page->list);
// 如果页面可用且页面在低端内存，设置 page virtual 字段。
			if (j != ZONE_HIGHMEM)
				set_page_address(page, __va(zone_start_paddr));
// 将 zone_start_paddr 增加一个页面大小，该参数将用于记录下一个管理区的起点。
			zone_start_paddr += PAGE_SIZE;
		}

// 这一块初始化管理区的空闲链表，分配伙伴分配器在记录页面伙伴状态时的位图。
		offset += size;
// 从 0 循环到 MAX_ORDER -1。
		for (i = 0; ; i++) {
			unsigned long bitmap_size;
// 初始化当前次序为 i的 free_list 链表。
			INIT_LIST_HEAD(&zone->free_area[i].free_list);
// 如果处于最后，设置空闲区域映射为 NULL，表示空闲链表的末端。
			if (i == MAX_ORDER-1) {
				zone->free_area[i].map = NULL;
				break;
			}

			/*
			 * Page buddy system uses "index >> (i+1)",
			 * where "index" is at most "size-1".
			 *
			 * The extra "+3" is to round down to byte
			 * size (8 bits per byte assumption). Thus
			 * we get "(size-1) >> (i+4)" as the last byte
			 * we can access.
			 *
			 * The "+1" is because we want to round the
			 * byte allocation up rather than down. So
			 * we should have had a "+7" before we shifted
			 * down by three. Also, we have to add one as
			 * we actually _use_ the last bit (it's [0,n]
			 * inclusive, not [0,n[).
			 *
			 * So we actually had +7+1 before we shift
			 * down by 3. But (n+8) >> 3 == (n >> 3) + 1
			 * (modulo overflows, which we do not have).
			 *
			 * Finally, we LONG_ALIGN because all bitmap
			 * operations are on longs.
			 */
// 下面两句:
// bitmap_size = (size-1) >> (i+4);
// bitmap_size = LONG_ALIGN(bitmap_size+1);
// 相当于如下代码：
// bitmap_size = size >> i;      // 内存块个数
// bitmap_size = (bitmap_size + 7) >> 3; // 因为一个字节有8个位, 所以要除以8
// bitmap_size = LONG_ALIGN(bitmap_size); 
//
// 计算 bitmap_size 为容纳整个位图所需的字节数。位图中每一位表示一个有 2^i 数量
// 页面的伙伴对。
			bitmap_size = (size-1) >> (i+4);
// 利用 LONG_ALIGN() 转化容量值为一个长整型，因为所有的位操作都在长整型上进行。
			bitmap_size = LONG_ALIGN(bitmap_size+1);
// 分配映射用到的内存。
			zone->free_area[i].map = 
			  (unsigned long *) alloc_bootmem_node(pgdat, bitmap_size);
		}
// 循环到下一个管理区。
	}
// 利用 build_zonelists()来构造节点的管理区回退链表。
	build_zonelists(pgdat);
}

（a）⇒ alloc_bootmem_node

传送门 alloc_bootmem_node

（b）⇒ 初始化 mem_map

    核心函数 free_area_init_core() 为已经初始化过的节点分配局部 lmem_map。而该数组的内存通过引导内存分配器中的 alloc_bootmem_node() 分配得到。在 UMA 结构中，新分配的内存变成了全局的 mem_map。

传送门 初始化 mem_map 描述

（c）⇐ zone_t

    每个管理区由一个 zone_t 描述，具体可参考 ⇒ 2.2 管理区，2.6 页面映射到管理区

（d）⇒ wait_table_size

/*
 * Helper functions to size the waitqueue hash table.
 * Essentially these want to choose hash table sizes sufficiently
 * large so that collisions trying to wait on pages are rare.
 * But in fact, the number of active page waitqueues on typical
 * systems is ridiculously low, less than 200. So this is even
 * conservative, even though it seems large.
 *
 * The constant PAGES_PER_WAITQUEUE specifies the ratio of pages to
 * waitqueues, i.e. the size of the waitq table given the number of pages.
 */
#define PAGES_PER_WAITQUEUE	256

// 这一块初始化管理区的等待队列。等待该管理区中页面的进程将会使用这个哈希表选择
// 一个队列等待。这意味着在页面解锁时并不需要唤醒所有的等待进程，仅需要唤醒其中的一
// 个子集。
// wait_table_size() 计算所用哈希表的大小。它基于管理区的页面数和队列数与页面
// 数之间的特定比率完成计算。该哈希表不会大于 4 KB。
// 每 PAGES_PER_WAITQUEUE（256）个使用同一个值
static inline unsigned long wait_table_size(unsigned long pages)
{
	unsigned long size = 1;

	pages /= PAGES_PER_WAITQUEUE;

	while (size < pages)
		size <<= 1;

	/*
	 * Once we have dozens or even hundreds of threads sleeping
	 * on IO we've got bigger problems than wait queue collision.
	 * Limit the size of the wait table to a reasonable size.
	 */
	size = min(size, 4096UL);

	return size;
}

（e）⇒ wait_table_bits

// mm/page_alloc.c
/*
 * This is an integer logarithm so that shifts can be used later
 * to extract the more random high bits from the multiplicative
 * hash function before the remainder is taken.
 */
static inline unsigned long wait_table_bits(unsigned long size)
{
	return ffz(~size);
}

（e）⇒ wait.h

// include/linux/wait.h
struct __wait_queue_head {
	wq_lock_t lock;
	struct list_head task_list;
#if WAITQUEUE_DEBUG
	long __magic;
	long __creator;
#endif
};
typedef struct __wait_queue_head wait_queue_head_t;

static inline void init_waitqueue_head(wait_queue_head_t *q)
{
#if WAITQUEUE_DEBUG
	if (!q)
		WQ_BUG();
#endif
	q->lock = WAITQUEUE_RW_LOCK_UNLOCKED;
	INIT_LIST_HEAD(&q->task_list);
#if WAITQUEUE_DEBUG
	q->__magic = (long)&q->__magic;
	q->__creator = (long)current_text_addr();
#endif
}

（f）⇒ mm.h

// include/linux/mm.h
/*
 * The zone field is never updated after free_area_init_core()
 * sets it, so none of the operations on it need to be atomic.
 */
#define NODE_SHIFT 4
#define ZONE_SHIFT (BITS_PER_LONG - 8)

struct zone_struct;
extern struct zone_struct *zone_table[];

static inline zone_t *page_zone(struct page *page)
{
	return zone_table[page->flags >> ZONE_SHIFT];
}

static inline void set_page_zone(struct page *page, unsigned long zone_num)
{
	page->flags &= ~(~0UL << ZONE_SHIFT);
	page->flags |= zone_num << ZONE_SHIFT;
}

#define set_page_count(p,v) 	atomic_set(&(p)->count, v)

#define SetPageReserved(page)		set_bit(PG_reserved, &(page)->flags)

/*
 * In order to avoid #ifdefs within C code itself, we define
 * set_page_address to a noop for non-highmem machines, where
 * the field isn't useful.
 * The same is true for page_address() in arch-dependent code.
 */
#if defined(CONFIG_HIGHMEM) || defined(WANT_PAGE_VIRTUAL)

#define set_page_address(page, address)			\
	do {						\
		(page)->virtual = (address);		\
	} while(0)

#else /* CONFIG_HIGHMEM || WANT_PAGE_VIRTUAL */
#define set_page_address(page, address)  do { } while(0)
#endif /* CONFIG_HIGHMEM || WANT_PAGE_VIRTUAL */

（g）⇐ 概览

传送门 6.3 释放页面

（h）⇐ 伙伴算法

一文看懂物理内存分配算法（伙伴系统）

伙伴算法原理简介

---

（5）build_zonelists

    这个函数在所请求的节点中为每个管理区构造回退管理区。这是为了在不能满足一个分配时可以考察下一个管理区而设立的。在考察结束时，分配将从 ZONE_HIGHMEM 回退到 ZONE_NORMAL，在分配从 ZONE_NORMAL 回退到 ZONE_DMA 后就不再回退。

/*
 * Builds allocation fallback zone lists.
 */
static inline void build_zonelists(pg_data_t *pgdat)
{
	int i, j, k;

// 遍历最大可能数量的管理区。GFP_ZONEMASK（15）
	for (i = 0; i <= GFP_ZONEMASK; i++) {
		zonelist_t *zonelist;
		zone_t *zone;

// 获取管理区的 zonelist 并归 0。
		zonelist = pgdat->node_zonelists + i;
		memset(zonelist, 0, sizeof(*zonelist));

// 与 ZONE_DMA 对应，j 从 0 开始。
		j = 0;
// 设置 k 为当前检查过的管理区类型。
		k = ZONE_NORMAL;
		if (i & __GFP_HIGHMEM)
			k = ZONE_HIGHMEM;
		if (i & __GFP_DMA)
			k = ZONE_DMA;

		switch (k) {
			default:
				BUG();
			/*
			 * fallthrough:
			 */
			case ZONE_HIGHMEM:
// 获取 ZONE_HIGHMEM。
				zone = pgdat->node_zones + ZONE_HIGHMEM;
// 如果管理区有内存，ZONE_HIGHMEM 就是从高端内存分配的相应管理区。
// 如果 ZONE_HIGHMEM 没有内存，ZONE_NORMAL 将在下一次变成相应的管理区，这是
// 因为 j 并没有在空管理区时加 1。
				if (zone->size) {
#ifndef CONFIG_HIGHMEM
					BUG();
#endif
					zonelist->zones[j++] = zone;
				}
// 设置下一个相应的管理区中分配的为 ZONE_NORMAL，同样，如果管理区没
// 有内存就不使用它。
			case ZONE_NORMAL:
				zone = pgdat->node_zones + ZONE_NORMAL;
				if (zone->size)
					zonelist->zones[j++] = zone;
			case ZONE_DMA:
// 设置最后的回退管理区为 ZONE_DMA。这个检查也对拥有内存的 ZONE_DMA 
// 进行。在 NUMA 体系结构中，不是所有的节点都有 ZONE_DMA。
				zone = pgdat->node_zones + ZONE_DMA;
				if (zone->size)
					zonelist->zones[j++] = zone;
		}
		zonelist->zones[j++] = NULL;
	} 
}

（a）⇐ mmzone.h

// include/linux/mmzone.h
#define ZONE_DMA		0
#define ZONE_NORMAL		1
#define ZONE_HIGHMEM		2
#define MAX_NR_ZONES		3

/*
 * One allocation request operates on a zonelist. A zonelist
 * is a list of zones, the first one is the 'goal' of the
 * allocation, the other zones are fallback zones, in decreasing
 * priority.
 *
 * Right now a zonelist takes up less than a cacheline. We never
 * modify it apart from boot-up, and only a few indices are used,
 * so despite the zonelist table being relatively big, the cache
 * footprint of this construct is very small.
 */
typedef struct zonelist_struct {
	zone_t * zones [MAX_NR_ZONES+1]; // NULL delimited
} zonelist_t;

#define GFP_ZONEMASK	0x0f

    build_zonelists 函数执行后，pgdat->node_zonelists 为 15 个大小。其大致如下：

    15 个 zonelist_t， k 的值依次为 ZONE_NORMAL、ZONE_DMA、ZONE_HIGHMEM、ZONE_DMA，每 4 个循环一次。而每个 zonelist_t 中有 4 个 zone_t，其值为：

• 当为 ZONE_NORMAL 时，4 个 zone_t 依次为指向 NORMAL、DMA、NULL、NULL
• 当为 ZONE_DMA 时，4 个 zone_t 依次为指向 DMA、NULL、NULL、NULL
• 当为 ZONE_HIGHMEM 时，4 个 zone_t 依次为指向 HIGHMEM、NORMAL、DMA、NULL

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