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 " $2$ 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 ;

一、遍历备用区域列表

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在 函数中 , 主要操作是遍历 备用区域列表 ,

查找满足如下条件的 内存区域 :

① 区域类型 小于等于 首选区域类型 ,

② 内存节点 对应的 节点掩码 位 被设置为 处理状态 ;

static struct page *
get_page_from_freelist(gfp_t gfp_mask, unsigned int order, int alloc_flags,
						const struct alloc_context *ac)
{
	/*
	 * Scan zonelist, looking for a zone with enough free.
	 * See also __cpuset_node_allowed() comment in kernel/cpuset.c.
	 */
	for_next_zone_zonelist_nodemask(zone, z, ac->zonelist, ac->high_zoneidx,
								ac->nodemask){}
}

源码路径 : linux-4.12\mm\page_alloc.c#3029

二、启用 cpuset 检查判定

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如果 启用了 cpuset 功能 , 用户设置了 ALLOC_CPUSET 标志位 , 要求 检查 cpuset ,

如果 cpuset 不允许当前 进程 分配 该 内存节点 内存页 , 则直接 continue , 本次循环 " 备用区域列表 " 操作退出 , 执行下一次循环 ;

static struct page *
get_page_from_freelist(gfp_t gfp_mask, unsigned int order, int alloc_flags,
						const struct alloc_context *ac)
{
	/*
	 * Scan zonelist, looking for a zone with enough free.
	 * See also __cpuset_node_allowed() comment in kernel/cpuset.c.
	 */
	for_next_zone_zonelist_nodemask(zone, z, ac->zonelist, ac->high_zoneidx,
								ac->nodemask){
		if (cpusets_enabled() &&
			(alloc_flags & ALLOC_CPUSET) &&
			!__cpuset_zone_allowed(zone, gfp_mask))
				continue;
	}
}

源码路径 : linux-4.12\mm\page_alloc.c#3034

相关标志位含义 , 参考 【Linux 内核 内存管理】物理分配页 ③ ( 物理页分配标志位分析 | ALLOC_WMARK_MIN | ALLOC_WMARK_MASK | ALLOC_HARDER ) 博客 ;

ALLOC_CPUSET 宏定义 , 表示 检查 cpuset , 是否允许分配内存页 ;

#define ALLOC_HARDER		0x10 /* try to alloc harder */
#define ALLOC_HIGH		0x20 /* __GFP_HIGH set */
#define ALLOC_CPUSET		0x40 /* check for correct cpuset */
#define ALLOC_CMA		0x80 /* allow allocations from CMA areas */

源码路径 : linux-4.12\mm\internal.h#483

三、判定内存节点的脏页数量

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调用者 假如 设置了 __GFP_WRITE 标志位 , 表明 文件系统 写文件 需要 申请一个页缓存 , 需要检查 " 内存节点 “ 中的 ” 脏页数量 " 是否超出了限制 ,

假如 超出了限制 , 也是 不能从 该 内存区域 分配内存 , continue 中断本次遍历 , 继续执行下一次遍历 ;

static struct page *
get_page_from_freelist(gfp_t gfp_mask, unsigned int order, int alloc_flags,
						const struct alloc_context *ac)
{
	/*
	 * Scan zonelist, looking for a zone with enough free.
	 * See also __cpuset_node_allowed() comment in kernel/cpuset.c.
	 */
	for_next_zone_zonelist_nodemask(zone, z, ac->zonelist, ac->high_zoneidx,
								ac->nodemask){
		/*
		 * When allocating a page cache page for writing, we
		 * want to get it from a node that is within its dirty
		 * limit, such that no single node holds more than its
		 * proportional share of globally allowed dirty pages.
		 * The dirty limits take into account the node's
		 * lowmem reserves and high watermark so that kswapd
		 * should be able to balance it without having to
		 * write pages from its LRU list.
		 *
		 * XXX: For now, allow allocations to potentially
		 * exceed the per-node dirty limit in the slowpath
		 * (spread_dirty_pages unset) before going into reclaim,
		 * which is important when on a NUMA setup the allowed
		 * nodes are together not big enough to reach the
		 * global limit.  The proper fix for these situations
		 * will require awareness of nodes in the
		 * dirty-throttling and the flusher threads.
		 */
		if (ac->spread_dirty_pages) {
			if (last_pgdat_dirty_limit == zone->zone_pgdat)
				continue;

			if (!node_dirty_ok(zone->zone_pgdat)) {
				last_pgdat_dirty_limit = zone->zone_pgdat;
				continue;
			}
		}
	}
}

源码路径 : linux-4.12\mm\internal.h#3057