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本文出現(xiàn)的內(nèi)核代碼來自linux4.19，如果有興趣，讀者可以配合代碼閱讀本文。

一、Linux物理內(nèi)存外碎片化概述

什么是Linux物理內(nèi)存碎片化？Linux物理內(nèi)存碎片化包括兩種：

1.物理內(nèi)存內(nèi)碎片：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。

Linux物理內(nèi)存內(nèi)碎片

2.物理內(nèi)存外碎片化：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，本文中闡述的就是物理內(nèi)存外碎片化。

注：#1物理頁幀號：Linux物理內(nèi)存是通過頁面進行管理，并對每個頁面進行編號，稱為頁幀號，如果是連續(xù)的兩個物理頁面，其頁幀號是連續(xù)的。

Linux物理內(nèi)存外碎片

二、Linux物理內(nèi)存管理框架

闡述物理內(nèi)存外碎片化的來龍去脈前，先得明白Linux是如何管理物理內(nèi)存的？Linux內(nèi)核采用的是buddy system allocation，即著名的伙伴系統(tǒng)分配器。

1.設(shè)計思路

伙伴系統(tǒng)分配器的核心思路：將系統(tǒng)的空閑頁面分為11個塊鏈表，每個塊鏈表分別管理著1,2,4,8,16,32,64,128,256,512和1024個物理頁幀號連續(xù)的頁面。每個頁面大小為4K bytes，buddy管理的塊大小范圍從4K bytes到4M bytes，以2的倍數(shù)遞增。

Linux物理內(nèi)存管理框架圖

2.管理邏輯

Linux對物理頁面管理的框架如上圖，由于本文闡述的是物理內(nèi)存外碎片，所以關(guān)于伙伴系統(tǒng)本文只做簡單分析，不涉及具體的細節(jié)并不闡述關(guān)于per cpu pageset等內(nèi)容，如果讀者有興趣，可以參考內(nèi)核源碼。

Linux將物理內(nèi)存分為不同的node和zone來管理：

node：為了支持NUMA結(jié)構(gòu)，即CPU對不同內(nèi)存簇的訪問速度不同，Linux設(shè)計了node結(jié)構(gòu)，將物理內(nèi)存分為多個內(nèi)存節(jié)點管理；對于UMA結(jié)構(gòu)，只有一個node節(jié)點。
zone：為兼容不同的平臺的硬件限制，例如80x86的體系結(jié)構(gòu)的硬件總線訪問等問題，Linux將node節(jié)點下的內(nèi)存分為多個zone；目前在ARM平臺，多個zone管理已非必要。

zone管理單元下的內(nèi)存通過free_area數(shù)組將內(nèi)存分成11個塊鏈表進行管理：

free_area數(shù)組總共有11個索引，每個索引管理著不同大小的塊鏈表。

free_area[0]管理的內(nèi)存單位為2^0頁面，即4K byte內(nèi)存；
free_area[1]管理的內(nèi)存單位為2^1的物理頁幀號連續(xù)頁面，即8K bytes內(nèi)存；
以此類推；

free_area管理的內(nèi)存還細分為各種類型，例如不可移動頁面和可移動頁面等，每種類型的頁面類型對應(yīng)一個free_list鏈表，該鏈表就鏈接著頁面結(jié)構(gòu)體。

當分配頁面時，伙伴系統(tǒng)拿頁面的步驟如下：（不考慮內(nèi)存慢速路徑）

根據(jù)分配頁面類型，找到對應(yīng)的內(nèi)存節(jié)點node和內(nèi)存管理單元zone；
根據(jù)分配頁面大小，找到的對應(yīng)大小的free_area結(jié)構(gòu)體；
根據(jù)分配頁面類型，找到對應(yīng)的free_list鏈表，分配頁面；

當向伙伴系統(tǒng)釋放頁面時，buddy釋放頁面的步驟如下：

根據(jù)分配頁面類型，找到對應(yīng)的內(nèi)存節(jié)點node和內(nèi)存管理單元zone；
判斷是否有物理頁幀號相連的空閑內(nèi)存塊，可以跟被釋放的內(nèi)存塊合并成更大的塊內(nèi)存，合并的條件：

物理幀必須都是連續(xù)的；
相同的類型和相同的大小；
合并后塊內(nèi)存的第一個頁面的物理地址滿足”2*塊大小*4K”的倍數(shù)。

根據(jù)釋放頁面的大小或者合并的大小，找到的對應(yīng)大小的free_area結(jié)構(gòu)體；
根據(jù)釋放頁面的類型，找到對應(yīng)的free_list鏈表，釋放頁面；

三、Linux針對物理內(nèi)存外碎片化的措施

從“二、Linux物理內(nèi)存管理架構(gòu)”，可以發(fā)現(xiàn)伙伴系統(tǒng)內(nèi)存管理框架是可以有效改善物理內(nèi)存外碎片的，因為伙伴系統(tǒng)有如下兩個管理邏輯，可以減少了外碎片化的產(chǎn)生：

小塊內(nèi)存在小塊鏈表分配，減少大塊鏈表被污染的概率；
內(nèi)存釋放時會嘗試整合成大塊內(nèi)存的邏輯，有助于大塊內(nèi)存的合成；

除此之外，內(nèi)核還支持以下措施改善物理內(nèi)存外碎片化（只列舉主要的機制）：

1.memory compaction

（1）內(nèi)存規(guī)整原理

Linux物理頁面規(guī)整機制，類似于磁盤整理，主要是應(yīng)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(shè)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。

（2）使用方法

如果想打開內(nèi)存規(guī)整，內(nèi)核需要打開相關(guān)的配置（默認為y）

打開如上配置后，內(nèi)存規(guī)整的觸發(fā)是自動的，觸發(fā)內(nèi)存規(guī)整的途徑如下：當進程嘗試分配高階內(nèi)存無法滿足并且完成direct_reclaim#1（暫不分析costly_order情況）后，系統(tǒng)會根據(jù)內(nèi)存剩余判斷是否觸發(fā)內(nèi)存規(guī)整；

注：#1direct_reclaim：進程分配內(nèi)存時發(fā)現(xiàn)內(nèi)存不足從而啟動直接回收內(nèi)存操作，這種模式下分配和回收是同步的關(guān)系，也就是說分配內(nèi)存的進程會因為等待內(nèi)存回收而被阻塞。

內(nèi)核也提供了接口給用戶觸發(fā)規(guī)整動作，接口如下：

/proc/sys/vm/compact_memory

只要往這個節(jié)點寫值即可觸發(fā)對系統(tǒng)所有node管理的內(nèi)存做內(nèi)存規(guī)整。

2.kcompactd

（1）kcompact設(shè)計原理

kcompactd是一個內(nèi)核規(guī)整的后臺進程，它跟memory compaction的區(qū)別在于：

memory compaction的觸發(fā)途徑是內(nèi)存分配進入direct_reclaim（暫不分析costly_order情況）后系統(tǒng)會根據(jù)內(nèi)存剩余判斷是否觸發(fā)內(nèi)存規(guī)整，或者用戶手動觸發(fā)；

kcompactd在喚醒kswapd或者kswapd進入休眠時，主動觸發(fā)內(nèi)存規(guī)整。

kcompactd的觸發(fā)路徑如下：主要有如下兩個途徑：

喚醒kswapd之前觸發(fā)規(guī)整，觸發(fā)的條件是：本次分配不支持direct_reclaim，node內(nèi)存節(jié)點是平衡的，并且kswapd失敗的次數(shù)大于MAX_RECLAIM_RETRIES（默認16）。

kswapd即將進入睡眠時：

（2）使用方法

如果想打開內(nèi)存規(guī)整，內(nèi)核需要打開相關(guān)的配置（默認為y）

3.其他優(yōu)化的思路

內(nèi)核經(jīng)過不斷的優(yōu)化，那為何Linux為何還有物理內(nèi)存外碎片化呢？那是因為物理內(nèi)存外碎片化雖然是可以不斷優(yōu)化的，但卻無法得到根除。目前的內(nèi)核，我覺得導致物理外碎片化還有以下兩個主要原因：

不可移動頁面污染了內(nèi)存環(huán)境，導致頁面規(guī)整失敗；
隨著系統(tǒng)不斷申請和釋放的頁面，導致伙伴系統(tǒng)分配的物理內(nèi)存頁幀號越發(fā)隨機，從而導致內(nèi)存被隔斷的概率越高，碎片化的程度越高，在3.2闡述。

針對以上兩個原因，以下的優(yōu)化措施可能達到一定的優(yōu)化效果：

（1）減少UNMOVABLE頁面污染內(nèi)存環(huán)境

限制不可以移動頁面偷頁行為

Linux內(nèi)存分配中支持fallback機制，又叫偷頁機制。該機制是為了規(guī)避同個zone管理單位頁面類型剩余不平衡的問題，例如同個zone，A頁面類型空閑內(nèi)存較多，B頁面類型空閑內(nèi)存卻非常緊缺，如果沒有偷頁機制，分配B頁面類型就會進入內(nèi)存分配慢速路徑。有了偷頁機制，在同個zone管理單位，如果UNMOVABLE類型無空閑頁面，但是MOVABLE類型頁面還有空閑頁面，偷頁機制支持在list_head[UNMOVABLE]分配不到頁面的情況下，向list_head[MOVABLE]分配頁面。

以下數(shù)組明確了各種頁面類型可偷的頁面類型，例如第一行表示UNMOVABLE頁面可以偷RECLAIMABLE和MOVABLE類型的頁面，其他類似。

如果不可移動頁面頻繁的偷頁會導致不可移動頁面很快污染了內(nèi)存環(huán)境，特別污染了可移動頁面的內(nèi)存，對內(nèi)存規(guī)整成功率的影響比較大。基于以上情況，可以在偷頁的機制上加上分配大小限制的判斷，不可移動頁面只有大塊內(nèi)存分配才允許偷頁，以此減少不可移動頁面對內(nèi)存環(huán)境的污染。

不可移動類型頁面偷頁后主動償還

該方法主要是不可移動頁面偷頁后的一種補償方法。如果發(fā)生不可移動頁面偷頁后，我們將該頁面記錄到一個列表，等后續(xù)不可移動頁面類型存在空閑頁面時，將所偷的頁面遷移回不可移動頁面中，從而降低不可移動頁面的污染。

（2）降低分配頁幀號的隨機性

假設(shè)有一塊小內(nèi)存域如下，以下兩種內(nèi)存分配方式哪種會導致嚴重的內(nèi)存碎片化？

頁面從頭部開始分配，直到尾部；
頁面隨機從任何位置分配。

明顯是第二種內(nèi)存分配方式的對內(nèi)存外碎片化更不友好，而這點也是伙伴系統(tǒng)目前沒有解決的問題。伙伴系統(tǒng)雖然將內(nèi)存規(guī)劃成各種大小的內(nèi)存塊，以讓小內(nèi)存分配在小塊鏈表分配，盡量不污染大塊內(nèi)存鏈表，但是卻沒辦法保證小塊內(nèi)存具體是在物理內(nèi)存的哪個頁幀范圍分配。隨著系統(tǒng)的運行越久，小塊內(nèi)存的分配的物理頁幀號越發(fā)隨機，那么其導致碎片化的概率就會越高。