内存是Linux系统中重要的资源，在运行过程中，系统内核和所有进程的运行都需要使用有限的物理内存，因此内存的分配和释放策略制约着系统的运行效率。高效的内存管理策略不仅要有效地管理系统内存，减少内存频繁分配，避免出现内存耗尽的情况，而且要尽量提高分配和回收的速度以提高系统的运行效率。

1 Linux内存管理模型

Linux系统的内存区域(zone)分为ZONE_DMA,ZONE_NORMAL和ZONE_HIGHMEM三种，系统给每种:on。都分配有buddysystem。在buddysystem中，物理内存空间是按2的整数次幂(称为。rder)放于zone少ee_area中的。系统会按照需求先拆分物理内存空间进行内存分配，再合并和释放内存，即在:oneallocator里调用。lloc_page()函数分配内存，调用free_page()函数释放内存。虽然buddysystem的效率非常高，但它存在内部碎片问题，这是因为只有从2的0次方到MAX_ORDER次方的页才会被分配出来，且对于硬件cache(缓存)来说，这种使用方法也不方便。在Linux内核中，固定分配的内存经常会被申请使用，如果每次申请都必须通过buddysystem就会浪费时间和空间，而引人slaballocator(分配器)则可以节省时间和空间。slaballocator模型图如图1所示。

slaballocato:会把内存资源放到cache里按定值进行缓存。如果系统需要使用内存，就可直接从此cache里调取，不使用时就释放，而内存也会被重新放回cache里。cache以slal)为单位来划分区域，几个连接的物理页常常包含在一个slab中。多个(ache在slaballocato:中共同维护，而每个cache里可能包含同一类型的。bject(对象)。系统通过调用kmalloc函数或kmem-cache_allot)函数分配slaballocato:中的内存资源，调用kfree()函数或kmem_cache_free()函数释放内存，如果在通过调用kmem_cache_allot)函数分配内存时。bject不在。ach。中，那么就通过调用cache_grow()函数在cache中增加一个slabcache_grow()函数给。bject分配物理内存(cache_grow()二>kmem_getpages(，而分配kmem_getpages还要通过buddysystem实现(kmem_getpages)二>alloc_pages_node()_

alloc_pages())。由此可见，slaballocator的出现并不意味着buddysystem完全消失，而是对后者的一种增强。

2  Linux伙伴系统

2.1 分配流程

(1)正常分配(或叫快速分配)

为提升性能，对分配的是单个页面的情况，系统会在每个内存管理区中都定义一个“perCPU”页框高速缓存。所有的“perCPU”高速缓存中都包含一些预先分配的页框，这些页框可以用来满足本地CPU发出的单个页内存请求。Linux内核为每个内存管理区和CPU都提供了两种高速缓存:一种是热高速缓存，它存放的页框中所包含的内容很可能在CPU硬件高速缓存中也存在;另一种是冷高速缓存。如果perCPU缓存中不存在页面，则可通过伙伴系统来提取页面进行增补。

对多个页面的分配，系统先分配指定类型的页面，若指定类型没有足够的页面，就转而分配链表中备用的类型，然后将类型链表保留下来。

(2)慢速(允许等待和页面回收)分配

慢速分配的一般流程是:唤醒内存页面回收线程、尝试低水位分配、忽略水位分配、压缩内存分配一直接回收内存分配一杀死线程分配(称为OOMkiller)压缩内存分配。

在Linux伙伴系统中，每个order都被分为五种不同的类型.它们被统称为MIGRATE_TYPES，即迁移类型。MIGRATE_TYPES是反碎片的一种机制，其原理是将伙伴系统的内存页分为可移动、不可移动和可回收等几种类型，同一类型的页只能放在同一个区域，如不可回收的页不能放在可移动类型区域。

MIGRATE一UNMOVABLE是不可移动页，在内存中有固定位置，不能移动，核心内核分配的大部分内存属于此类。MIGRATE_RECLAIMABLE是可回收页，不能移动，但可以删除，Kswapd内核线程在有交换页面需要时对此区域进行操作，如内存欠缺，Kswapd会将某些处于进程中的页面与，wap空间交换。MIGRATE_MOVABLE是可移动又可回收页，用户空间程序使用此类，通过页表映射实现，若应用程序虚拟地址空间有变化，只需变化页表即可。MIGRATE_RESERVE是在系统剩余内存很少且要求又比较紧急时才用到的区域。MIGRATE_ISOLATE在非一致内存访问NUMA(non-uniformmemoryaccess)架构上使用，它是一种特殊的虚拟区域，用于跨越NUMA节点移动物理内存页，系统不能通过这个区域申请内存。

图2是从内存为2GB的Linux系统中得到的内存分配信息。在图2中，前面几行是每个迁移类型可用内存的页数，最后一行是每个迁移类型的总页数〕

2.2 内存回收策略

(1)定期检查

系统的内存使用量是由kswapd进程定期检查的，kswapd进程在后台运行，当它检测到系统固定的阂值大于空闲的物理页面数时，系统就会进行页面回收。

(2)内存不足

在某些情况下，操作系统会突然需要通过伙伴系统为用户进程分配大量内存，或是需要新建一个较大的缓冲区。而此时若没有满足要求的物理内存。操作系统就需要尽快执行页面回收操作，释放出部分内存空间。这种页面回收方式也被称作“直接页面回收”，它采用页面回收算法(PFRA)oPFRA以获取页框并使它空余为目的，它根据页框所包含的内容而使用不同的处理方式。页框的内容分为不可回收页面、可交换页面、可同步页面和可丢弃页面。许多种属于进程的用户态、磁盘和高速缓存内存的页必须通过PFRA处理，处理时都根据试探法的几条准则进行。

系统在通过内存回收策略回收页面后也无法满足内存的需求时，会做出OOM(outofmemory)killer的决策。这是一种内存耗尽时管理内存的处理机制:操作系统会挑选正在运行中最恰当的一个进程，将其杀掉并将它所占用的页面全部释放。

内存回收机制主要依赖于pages_min,pages_low和pages_high三个字段。这三个字段在每个zon。的描述符中都有各自的定义:pages_min是区域预留的页面数目，pages_low是控制进行页面回收的最小阑值，pages_high是控制进行页面回收的最大阂值。如果pages_min大于空闲的物理页面数，那么系统运行会有较大的压力，需要进行页面回收。如果pages_low高于空闲的物理页面数，那么页面回收操作就会在系统内核中开始进行。pages_high低于空闲的物理页面数则是内存区域最理想的状态。

3 问题与解决方案

3.1 内存管理问题

系统在初始化时会根据内存的大小计算出一个回收内存的阂值，用来控制系统的空闲内存。17值越低，内存回收开始的越晚，空闲内存越小。其计算规则是:

min一ee_kbytes二sqrt(lowmem_kbytes*16)=4*sqrt(lowmem_kbytes)其中lowmem_kbytes是指系统内存大小〔)这种规则计算出来的阑值的范围为128K}64M。由于minfree_kbytes不是随着内存的增大而线性增大，因此也无需按线性预留出过多的内存，只要能保证系统的紧急使用量即可。

Linux为内存的使用设置了三种内存水位标记，watermark}high},watermark}low〕和watermark}min。它们所标记的含义分别为:剩余内存在high以上，表示内存剩余较多，目前内存使用压力不大;在high到高于low的范围内，表示目前剩余内存使用存在一定压力;在low到高于min的范围内，表示内存开始有使用压力，剩余内存不多;min是最小的水位标记，当剩余内存达到这个状态时，就说明使用面临很大压力。小于min的这部分内存是内核保留给特定情况使用的，一般不会分配。内存回收行为是基于剩余内存的水位标记进行决策的:当系统剩余内存低于watermark}to司的时候，内核的kswapd开始起作用，进行内存回收，直到剩余内存达到watermark}high〕的时候停止。如果内存消耗导致剩余内存达到或超过watermark}min，就会触发直接回收(directreclaim)o

min一ee_kl)yte、的主要用途是计算影响内存回收的三个参数watermark[min/low/high，等同于

page_min,page一ow和page_higho

page_min=watermark}min}=minfree_kbytes

page_low=watermark}low}=watermark}min}*5/4

page_high=watermark}high}-watermark}min}*3/2

min一ee_kbyte、的值设得越大，watermark的水平标记参数值越高，三个标记参数值之间的buffe:量也越大，这会使系统较早启动kswapd进行回收，且只有内存回收至watermark}high]时才会停止，导致系统预留过多空闲内存，降低了应用程序可使用的内存量。在极端情况下，min_free_kbyte、设置的值接近物理内存大小，就可能会导致因应用程序可用的内存太少而频繁地OOM。而min_free_kbyte、设得过小，则会导致系统预留内存过小。

kswapd回收的过程中也会有少量内存的分配行为标志PF_MEMALLOC，这是一个进程标志，这个标志可允许kswapd使用预留内存。被OOM选中杀死的进程在退出的过程中，如果需要申请内存也可以使用预留的内存。在以上两种情况下，使用预留内存可以避免系统进人(leadlock状态。

系统通过网络接收一段升级包后内存的变化如图4所示。在图4中，一段34M的mtd工具升级包被分为三个部分:rootf.bin,kernel.bin和app.bin。系统通过网络先接收:ootfs.bin，并以mallcorootfs.bin大小的内存存放它，再以fwrite的方式，将这块内存写人文件节点//tmp目录下，写完之后，再释放这块内存，然后将写完的//tmp/rootfs.bin通过烧写命令nandwrit。写人某个/mnt/mtdblock分区下。在nandwrite操作完成后，系统会删除:ootfs.bin并执行:m-rfrootfs.bin。接着，系统开始接收下一个升级包。pp.bin+kernel.bin，然后以(write方式将包含kernel.bin大小的内存写人//tmp目录下，再将kernel.bin写人nand分区节点下，之后释放掉kernel.bin。接下来再处理app.bin，处理方式是用fwrite先将app.bin写人挂载nand分区下，再对其进行解压。最后，系统删除。pp.bin，整个流程结束。

3.2 解决方案

在图4中，执行malloc(rootfs.bin)(在内存的动态存储区中分配一段连续空间)后，nr_free_pages会急剧减少，匿名内存页急剧增多，正在使用的匿名内存也跟着增多。执行fwrite时，nr_file_pages明显增加，说明内存中正在写人文件，执行free时剩余内存回升〔。可见，当Linux可使用的内存较小时，不能一次性malloc(分配)较大内存，以避免在剩余内存急剧减小到回收水位线时引发OOM事件。正确的做法应是多次malloc小内存，分批次执行(write，先将buffer写人//tmp目录下，再执行free，以使内存变化比较平滑。

在1Gb内存环境中，通过不断调整水位线(minfree_kbytes)的方式测试出剩余可用内存为29M左右，而在一次性读入文件到更新文件的过程中，29M内存是无法满足要求的，需要更改在线升级方案。更改的方案有两种:第一种是定时清理内存，在daemon_server中加人定时清理内存线程，并在需要升级时开启定时清理内存命令;第二种是更改升级时接收文件的机制。第二种方案因为在tcp接收更新文件时，不仅需要malloc与文件大小相同的内存，还需要执行fwrit。将mallo。出来的buffer写人/tmp目录下，而这一步也需要内存支持，增加了内存开销。图5为TCP接收更新文件时内存的变化图。在图5中，上述过程显示为在31s处出现一个突降。

由图5可知，第一次执行fwrite时，在15s处出现大突降，而在后面解压app.bin的过程中，内存一直维持在水位线上，因为总内存较小，所以设定水位线原始默认值为971K。据此，本文将内存malloc成小块，采用单个小块接收，接收完之后进行MDS校验，如果校验无误，再对每一小块都执行fwrite，将它们都写人到//tmp目录下，每成功写人一块，就free相应内存，这样不会造成内存突降，而且可增加系统运行的稳定性。

由以上分析可知，结合自刷新内存cache和改变mall二方式的方案可以使内存变化更为平缓，同时避免OOM事件发生。

4 结束语

本文讨论了一种Linux内存管理机制的方法，并给出优化结果。通过打patch补丁，修改内存管理器和设低内存水位标记，调整了内存消耗，避免了OOM事件发生。结合定时清理内存和改变内存分配，优化了内存使用，使内存变化更加缓和，提高了系统的稳定性。