在Linux引导起来之后，伙伴系统分配算法是和物理内存最底层的接口。所有内存分配函数，比如vmalloc/kmalloc最后都是通过伙伴算法对内存进行分配的。接下来我们将解读一下伙伴系统的分配和回收算法。
伙伴系统模块提供了两个主要的接口给上层程序，他们是：
1. 页面请求函数
struct page * fastcall __alloc_pages(gfp_t gfp_mask, unsigned int order, struct zonelist *zonelist)
2. 页面释放函数
fastcall void __free_pages(struct page *page, unsigned int order)【注】：在这里我对fastcall进行说明一下，他指明了函数参数传递的方式，前8个字节通过寄存器传入，后面多出来的通过栈传入，入栈顺序是从右到左。
下面分别对两个函数进行源码级的分析。
1. 页面分配
a) 如果请求的内存大小正好是一个页面，则需要从该CPU的冷热页面队列中进行分配。
if (likely(order == 0)) {
struct per_cpu_pages *pcp;
pcp = &zone_pcp(zone, cpu)->pcp[cold]; // 获取冷热页面队列的指针。
local_irq_save(flags);
if (!pcp->count) { // 如果发现页面队列中的页面数为0，需要从伙伴系统中申请一组页面，填充页面队列。
pcp->count += rmqueue_bulk(zone, 0,
pcp->batch, &pcp->list);
if (unlikely(!pcp->count))
goto failed;
}
// 从队列中取出一页分配出去
page = list_entry(pcp->list.next, struct page, lru);
list_del(&page->lru);
// 计数器减一
pcp->count--;
｝b) 如果申请的物理内存大于1个页面，直接从伙伴系统中申请
spin_lock_irqsave(&zone->lock, flags);
page = __rmqueue(zone, order); // 访问伙伴系统
spin_unlock(&zone->lock);
if (!page)
goto failed;
c) 对刚才分配的页面进行一系列的检查。检查失败需要重新从伙伴系统进行分配。并且对该页面进行相应的初始化。
if (prep_new_page(page, order))
goto again;
d) 是否需要对页面进行清零操作
if (gfp_flags & __GFP_ZERO)
prep_zero_page(page, order, gfp_flags);
e) 如果从伙伴系统中申请的页面不是一个页面，即order > 1，我们称之为一个compound页面。下面需要初始化compound页面。通过设置页面的标志位来表示他是一个compound页面。
set_bit(PG_compound, &(page)->flags)
f) 如果以上过程页面分配成功，则完成分配，如果不成功，继续下面的尝试。
g) 将kswapd内核线程唤醒，换出一些页面。
do {
wakeup_kswapd(*z, order);
} while (*(++z));
h) 从伙伴系统中，尝试再次分配页面。
page = get_page_from_freelist(gfp_mask, order, zonelist, alloc_flags);
if (page)
goto got_pg;
i) 如果发现该任务是专用于分配内存的（PF_MEMALLOC）并且不处于中断处理函数中，则强制性的分配内存，也就是说不管有没有到每个内存区的地水位线，都给他分配，除非是真的没得分配了。
if (((p->flags & PF_MEMALLOC) || unlikely(test_thread_flag(TIF_MEMDIE)))
&& !in_interrupt()) {
if (!(gfp_mask & __GFP_NOMEMALLOC)) {
nofail_alloc:
/* go through the zonelist yet again, ignoring mins */
page = get_page_from_freelist(gfp_mask, order,
zonelist, ALLOC_NO_WATERMARKS);
if (page)
goto got_pg;
if (gfp_mask & __GFP_NOFAIL) {
blk_congestion_wait(WRITE, HZ/50);
goto nofail_alloc;
}
}
goto nopage; // 表示没有页面可以分配了。
}
j) 如果不是特殊任务，则系统尝试将各个区的内存进行一个rebalance的动作，就是回收些内存。
did_some_progress = try_to_free_pages(zonelist->zones, gfp_mask);
然后在尝试分配：
page = get_page_from_freelist(gfp_mask, order,
zonelist, alloc_flags);
if (page)
goto got_pg;
如果分配失败，就终止请求页面的进程。
out_of_memory(zonelist, gfp_mask, order);
我们接下来分析一下从伙伴系统申请页面的函数。
static struct page *__rmqueue(struct zone *zone, unsigned int order)
从空闲表中当前order进行查找，找到第一个有空闲块的order，叫做current_order，然后进行分配，有两种情况，第一种情况：刚好current_order就是请求的order，则不需要合并。第二种情况：current_order是大于请求的order的，这种情况，是需要进行页面块的拆分和合并的。调用expand函数。通过设置相邻页面的PG_buddy位来表示他们是伙伴。
for (current_order = order; current_order < MAX_ORDER; ++current_order) {
area = zone->free_area + current_order;
if (list_empty(&area->free_list))
continue;
page = list_entry(area->free_list.next, struct page, lru);
list_del(&page->lru);
rmv_page_order(page);
area->nr_free--;
zone->free_pages -= 1UL << order;
expand(zone, page, order, current_order, area);
return page;
}
2. 页面释放
fastcall void __free_pages(struct page *page, unsigned int order)
a) 先测试该页面的引用计数器是不是为1，否则不能释放，因为其他进程可能引用了该页面。
if (put_page_testzero(page))
b) 如果释放的页面为1，则释放到热页面队列中去。否则直接释放到伙伴系统中去。
if (order == 0)
free_hot_page(page);
else
__free_pages_ok(page, order);
接下来我们分析一下释放一个页面到伙伴系统的代码：
static inline void __free_one_page(struct page *page, struct zone *zone, unsigned int order)
1. 如果是compound页面，先清除页面标志位PG_compound。
if (unlikely(PageCompound(page)))
destroy_compound_page(page, order);
2. 查找伙伴块，并对伙伴块进行合并，最后将合并后的块插入到新的order中去。这个过程一直持续下去，直到伙伴块合并完为止。
while (order < MAX_ORDER-1) {
unsigned long combined_idx;
struct free_area *area;
struct page *buddy;
buddy = __page_find_buddy(page, page_idx, order);
if (!page_is_buddy(buddy, order))
break; /* Move the buddy up one level. */
list_del(&buddy->lru);
area = zone->free_area + order;
area->nr_free--;
rmv_page_order(buddy);
combined_idx = __find_combined_index(page_idx, order);
page = page + (combined_idx - page_idx);
page_idx = combined_idx;
order++;
}本文章为转载内容，我们尊重原作者对文章享有的著作权。如有内容错误或侵权问题，欢迎原作者联系我们进行内容更正或删除文章。
