Linux物理內(nèi)存外碎片的示例分析

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：

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(jìn)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。

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(gè)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(dǎo)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(jìn)行管理，并對每個(gè)頁面進(jìn)行編號，稱為頁幀號，如果是連續(xù)的兩個(gè)物理頁面，其頁幀號是連續(xù)的。

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。

設(shè)計(jì)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(gè)塊鏈表，每個(gè)塊鏈表分別管理著1,2,4,8,16,32,64,128,256,512和1024個(gè)物理頁幀號連續(xù)的頁面。每個(gè)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。

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(xì)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(jì)了node結(jié)構(gòu)，將物理內(nèi)存分為多個(gè)內(nèi)存節(jié)點(diǎn)管理;對于UMA結(jié)構(gòu)，只有一個(gè)node節(jié)點(diǎn)。
• zone：為兼容不同的平臺的硬件限制，例如80×86的體系結(jié)構(gòu)的硬件總線訪問等問題，Linux將node節(jié)點(diǎn)下的內(nèi)存分為多個(gè)zone;目前在ARM平臺，多個(gè)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(gè)塊鏈表進(jìn)行管理：

• free_area數(shù)組總共有11個(gè)索引，每個(gè)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(xì)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(gè)free_list鏈表，該鏈表就鏈接著頁面結(jié)構(gòu)體。

• 根據(jù)分配頁面類型，找到對應(yīng)的內(nèi)存節(jié)點(diǎn)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(dāng)向伙伴系統(tǒng)釋放頁面時(shí)，buddy釋放頁面的步驟如下：

1. 根據(jù)分配頁面類型，找到對應(yīng)的內(nèi)存節(jié)點(diǎn)node和內(nèi)存管理單元zone;
2. 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：
3. 物理幀必須都是連續(xù)的;
4. 相同的類型和相同的大小;
5. 合并后塊內(nèi)存的第一個(gè)頁面的物理地址滿足”2塊大小4K”的倍數(shù)。
6. 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;
7. 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?yàn)榛锇橄到y(tǒng)有如下兩個(gè)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(shí)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(jī)制)：

memory compaction

(1)內(nèi)存規(guī)整原理

Linux物理頁面規(guī)整機(jī)制，類似于磁盤整理，主要是應(yīng)用了內(nèi)核的頁面遷移機(jī)制，是一種將可移動頁面進(jìn)行遷移后騰出連續(xù)物理內(nèi)存的方法。

假設(shè)存在一個(gè)非常小的內(nèi)存域如下：

藍(lán)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(lán)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(yùn)行兩個(gè)獨(dú)立的掃描動作：第一個(gè)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(gè)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(biāo)的空閑頁面位置，然后也記錄到一個(gè)列表里面：

等兩個(gè)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(rèn)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(dāng)進(jìn)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(jìn)程分配內(nèi)存時(shí)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(jìn)程會因?yàn)榈却齼?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(gè)節(jié)點(diǎn)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。

kcompactd

(1)kcompact設(shè)計(jì)原理

kcompactd是一個(gè)內(nèi)核規(guī)整的后臺進(jìn)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(jìn)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(jìn)入休眠時(shí)，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(gè)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(diǎn)是平衡的，并且kswapd失敗的次數(shù)大于MAX_RECLAIM_RETRIES(默認(rèn)16)。

kswapd即將進(jìn)入睡眠時(shí)：

(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(rèn)為y)

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?yàn)槲锢韮?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(dǎo)致物理外碎片化還有以下兩個(gè)主要原因：

不可移動頁面污染了內(nèi)存環(huán)境，導(dǎo)致頁面規(guī)整失敗;

隨著系統(tǒng)不斷申請和釋放的頁面，導(dǎo)致伙伴系統(tǒng)分配的物理內(nèi)存頁幀號越發(fā)隨機(jī)，從而導(dǎo)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(gè)原因，以下的優(yōu)化措施可能達(dá)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(jī)制，又叫偷頁機(jī)制。該機(jī)制是為了規(guī)避同個(gè)zone管理單位頁面類型剩余不平衡的問題，例如同個(gè)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(jī)制，分配B頁面類型就會進(jìn)入內(nèi)存分配慢速路徑。有了偷頁機(jī)制，在同個(gè)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(jī)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(dǎo)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?；谝陨锨闆r，可以在偷頁的機(jī)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(bǔ)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(gè)列表，等后續(xù)不可移動頁面類型存在空閑頁面時(shí)，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(jī)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(dǎo)致嚴(yán)重的內(nèi)存碎片化?

1. 頁面從頭部開始分配，直到尾部;
2. 頁面隨機(jī)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(diǎn)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(gè)頁幀范圍分配。隨著系統(tǒng)的運(yùn)行越久，小塊內(nèi)存的分配的物理頁幀號越發(fā)隨機(jī)，那么其導(dǎo)致碎片化的概率就會越高。

• 預(yù)留法

根據(jù)這種情況，可以通過預(yù)留的方式進(jìn)行相應(yīng)的優(yōu)化。

預(yù)留一定的內(nèi)存專門用于小塊內(nèi)存分配，經(jīng)過這個(gè)優(yōu)化措施后，可以有效降低小塊內(nèi)存分配的物理頁幀號的隨機(jī)性，從而降低小塊內(nèi)存污染內(nèi)存環(huán)境的概率。

預(yù)留一定的內(nèi)存專門用于大塊內(nèi)存分配，經(jīng)過該優(yōu)化措施后，預(yù)留的內(nèi)存被小塊內(nèi)存污染的概率就會降低，可以提升預(yù)留內(nèi)存分配大塊內(nèi)存的成功率。