【转载】内存基本概念-node, zone ,page

1. Linux描述物理内存

在linux 内存管理(一)中介绍了UMA和NUMA，Linux通过巧妙办法把UMA和NUMA的差别隐藏了起来，所谓的UMA其实就是只有一个结点的NUMA。内存的每个结点关联到系统中的一个处理器内存控制器，每个服务器处理器可以有多个内存控制器，所以每个服务器处理器可以有多个内存结点。在每个结点管理着它的本地内存范围。内存结点又细分为内存域，每个内存域管理着一部分内存范围，有着不同的使用目的。页面是内存的最小单元，所有的可用物理内存都被细分成页，页面的索引就是页框。

Linux把物理内存划分三个层次：

Node
- To extend support for NUMA machines， kernel views each non uniform memory partition(local memory) as a node.CPU被划分为多个节点(node), 内存则被分簇, 每个CPU对应一个本地物理内存, 即一个CPU-node对应一个内存簇bank，即每个内存簇被认为是一个节点。
Zone
- 每个物理内存节点node被划分为多个内存管理区域, 用于表示不同范围的内存, 内核可以使用不同的映射方式映射物理内存。
Page
- 内存被细分为多个页面帧, 页面是最基本的页面分配的单位。

三种关系如下图所示：

2. Node

在NUMA结构下，每个CPU与一个本地内存直接相连，而不同处理器之间，则通过总线进行进一步的连接，因此相对于任何一个CPU访问本地内存的速度比访问远程内存的速度要快。

Linux适用于各种不同的体系结构，而不同体系结构在内存管理方面的差别很大。因此linux内核需要用一种体系结构无关的方式来表示内存。

因此linux内核把物理内存按照CPU节点划分为不同的node，每个node作为某个cpu结点的本地内存，而作为其他CPU节点的远程内存，而UMA结构下, 则任务系统中只存在一个内存node，这样对于UMA结构来说，内核把内存当成只有一个内存node节点的伪NUMA。

include/linux/mmzone.h :
680 * On NUMA machines, each NUMA node would have a pg_data_t to describe
681 * it’s memory layout. On UMA machines there is a single pglist_data which
682 * describes the whole memory.

对于NUMA系统来讲，整个系统的内存由一个node_data的pg_data_t指针数组来管理,
对于UMA系统(只有一个node)，使用struct pglist_data contig_page_data ，作为系统唯一的node管理所有的内存区域。

2.1 struct pg_data_t

内存被划分为结点，每个节点关联到系统中的一个处理器，内核中表示为pg_data_t的实例。系统中每个节点被链接到一个以NULL结尾的pgdat_list链表中。

内存中的每个节点都是由pg_data_t描述，而pg_data_t由struct pglist_data定义而来, 该数据结构定义：

在分配一个页面时，Linux采用节点局部分配的策略，从最靠近运行中的CPU的节点分配内存，由于进程往往是在同一个CPU上运行，因此从当前节点得到的内存很可能被用到。

pg_data_t描述内存节点：

/*
 * The pg_data_t structure is used in machines with CONFIG_DISCONTIGMEM
 * (mostly NUMA machines?) to denote a higher-level memory zone than the
 * zone denotes.
 *
 * On NUMA machines, each NUMA node would have a pg_data_t to describe
 * it's memory layout.
 *
 * Memory statistics and page replacement data structures are maintained on a
 * per-zone basis.
 */
struct bootmem_data;
typedef struct pglist_data {
    /*  包含了结点中各内存域的数据结构 , 可能的区域类型用zone_type表示*/
    struct zone node_zones[MAX_NR_ZONES];
    /*  指点了备用结点及其内存域的列表，以便在当前结点没有可用空间时，在备用结点分配内存   */
    struct zonelist node_zonelists[MAX_ZONELISTS];
    int nr_zones;                                   /*  保存结点中不同内存域的数目    */
#ifdef CONFIG_FLAT_NODE_MEM_MAP /* means !SPARSEMEM */
    struct page *node_mem_map;      /*  指向page实例数组的指针，用于描述结点的所有物理内存页，它包含了结点中所有内存域的页。    */
#ifdef CONFIG_PAGE_EXTENSION
    struct page_ext *node_page_ext;
#endif
#endif
#ifndef CONFIG_NO_BOOTMEM
       /*  在系统启动boot期间，内存管理子系统初始化之前，
       内核页需要使用内存（另外，还需要保留部分内存用于初始化内存管理子系统）
       为解决这个问题，内核使用了自举内存分配器 
       此结构用于这个阶段的内存管理  */
    struct bootmem_data *bdata;
#endif
#ifdef CONFIG_MEMORY_HOTPLUG
    /*
     * Must be held any time you expect node_start_pfn, node_present_pages
     * or node_spanned_pages stay constant.  Holding this will also
     * guarantee that any pfn_valid() stays that way.
     *
     * pgdat_resize_lock() and pgdat_resize_unlock() are provided to
     * manipulate node_size_lock without checking for CONFIG_MEMORY_HOTPLUG.
     *
     * Nests above zone->lock and zone->span_seqlock
     * 当系统支持内存热插拨时，用于保护本结构中的与节点大小相关的字段。
     * 哪调用node_start_pfn，node_present_pages，node_spanned_pages相关的代码时，需要使用该锁。
     */
    spinlock_t node_size_lock;
#endif
    /* /*起始页面帧号，指出该节点在全局mem_map中的偏移
    系统中所有的页帧是依次编号的，每个页帧的号码都是全局唯一的（不只是结点内唯一）  */
    unsigned long node_start_pfn;
    unsigned long node_present_pages; /* total number of physical pages 结点中页帧的数目 */
    unsigned long node_spanned_pages; /* total size of physical page range, including holes                     该结点以页帧为单位计算的长度，包含内存空洞 */
    int node_id;        /*  全局结点ID，系统中的NUMA结点都从0开始编号  */
    wait_queue_head_t kswapd_wait;      /*  交换守护进程的等待队列    */
    wait_queue_head_t pfmemalloc_wait;
    struct task_struct *kswapd;     /* Protected by  mem_hotplug_begin/end() 指向负责该结点的交换守护进程的task_struct。   */
    int kswapd_max_order;                       /*  定义需要释放的区域的长度  */
    enum zone_type classzone_idx;

#ifdef CONFIG_COMPACTION
    int kcompactd_max_order;
    enum zone_type kcompactd_classzone_idx;
    wait_queue_head_t kcompactd_wait;
    struct task_struct *kcompactd;
#endif

#ifdef CONFIG_NUMA_BALANCING
    /* Lock serializing the migrate rate limiting window */
    spinlock_t numabalancing_migrate_lock;

    /* Rate limiting time interval */
    unsigned long numabalancing_migrate_next_window;

    /* Number of pages migrated during the rate limiting time interval */
    unsigned long numabalancing_migrate_nr_pages;
#endif

#ifdef CONFIG_DEFERRED_STRUCT_PAGE_INIT
    /*
     * If memory initialisation on large machines is deferred then this
     * is the first PFN that needs to be initialised.
     */
    unsigned long first_deferred_pfn;
#endif /* CONFIG_DEFERRED_STRUCT_PAGE_INIT */

#ifdef CONFIG_TRANSPARENT_HUGEPAGE
    spinlock_t split_queue_lock;
    struct list_head split_queue;
    unsigned long split_queue_len;
#endif
} pg_data_t;

2.1.1. 结点的内存管理域

typedef struct pglist_data {
    /*  包含了结点中各内存域的数据结构 , 可能的区域类型用zone_type表示*/
    struct zone node_zones[MAX_NR_ZONES];
    /*  指点了备用结点及其内存域的列表，以便在当前结点没有可用空间时，在备用结点分配内存   */
    struct zonelist node_zonelists[MAX_ZONELISTS];
    int nr_zones;                                   /*  保存结点中不同内存域的数目    */

} pg_data_t;
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node_zones[MAX_NR_ZONES]：数组保存了节点中各个内存域的数据结构
node_zonelist：指定备用节点以及其内存域的列表, 以便在当前结点没有可用空间时, 在备用节点分配内存
nr_zones：存储结点中不同内存域的数目

2.1.2.结点的内存页面

typedef struct pglist_data
{
    struct page *node_mem_map;      /*  指向page实例数组的指针，用于描述结点的所有物理内存页，它包含了结点中所有内存域的页。    */

    /* /*起始页面帧号，指出该节点在全局mem_map中的偏移
    系统中所有的页帧是依次编号的，每个页帧的号码都是全局唯一的（不只是结点内唯一）  */
    unsigned long node_start_pfn;
    unsigned long node_present_pages; /* total number of physical pages 结点中页帧的数目 */
    unsigned long node_spanned_pages; /* total size of physical page range, including holes                     该结点以页帧为单位计算的长度，包含内存空洞 */
    int node_id;        /*  全局结点ID，系统中的NUMA结点都从0开始编号  */
} pg_data_t;

node_mem_map：是指向页面page实例数组的指针, 用于描述结点的所有物理内存页. 它包含了结点中所有内存域的页.
node_start_pfn：是该NUMA结点的第一个页帧的逻辑编号. 系统中所有的节点的页帧是一次编号的, 每个页帧的编号是全局唯一的. node_start_pfn在UMA系统中总是0，因为系统中只有一个内存结点，因此其第一个页帧编号总是0.
node_present_pages：指定了结点中页帧的数目, 而node_spanned_pages则给出了该结点以页帧为单位计算的长度. 二者的值不一定相同, 因为结点中可能有一些空洞, 并不对应真正的页帧.

2.2.结点的状态

2.2.1. 结点状态标识node_states

内核用enum node_state变量标记内存结点所有可能的状态信息。

include/linux/nodemask.h：
enum node_states {
    N_POSSIBLE,         /* The node could become online at some point 
                         结点在某个时候可能变成联机*/
    N_ONLINE,           /* The node is online 
                        节点是联机的*/
    N_NORMAL_MEMORY,    /* The node has regular memory
                            结点是普通内存域 */
#ifdef CONFIG_HIGHMEM
    N_HIGH_MEMORY,      /* The node has regular or high memory 
                           结点是普通或者高端内存域*/
#else
    N_HIGH_MEMORY = N_NORMAL_MEMORY,
#endif
#ifdef CONFIG_MOVABLE_NODE
    N_MEMORY,           /* The node has memory(regular, high, movable) */
#else
    N_MEMORY = N_HIGH_MEMORY,
#endif
    N_CPU,      /* The node has one or more cpus */
    NR_NODE_STATES
};

3.zone

为什么Linux内核又把各个物理内存节点分成个不同的管理区域zone ?

因为实际的计算机体系结构有硬件的诸多限制，这限制了页框可以使用的方式。尤其是，Linux内核必须处理80x86体系结构的两种硬件约束：

ISA总线的直接内存存储DMA处理器有一个严格的限制 : 他们只能对RAM的前16MB进行寻址。
在具有大容量RAM的现代32位计算机中， CPU不能直接访问所有的物理地址，因为线性地址空间太小，内核不可能直接映射所有物理内存到线性地址空间。

因此Linux内核对不同区域的内存需要采用不同的管理方式和映射方式，因此内核将物理地址或者成用zone_t表示的不同地址区域。

3.1.内存管理区类型zone_type

include/linux/mmzone.h：
enum zone_type
{
#ifdef CONFIG_ZONE_DMA
    ZONE_DMA,
#endif

#ifdef CONFIG_ZONE_DMA32

    ZONE_DMA32,
#endif

    ZONE_NORMAL,

#ifdef CONFIG_HIGHMEM
    ZONE_HIGHMEM,
#endif
    ZONE_MOVABLE,
#ifdef CONFIG_ZONE_DEVICE
    ZONE_DEVICE,
#endif
    __MAX_NR_ZONES

};

ZONE_DMA类型的内存区域在物理内存的低端，主要是ISA设备只能用低端的地址做DMA操作。
ZONE_NORMAL类型的内存区域直接被内核映射到线性地址空间上面的区域（line address space）。
ZONE_HIGHMEM将保留给系统使用，是系统中预留的可用内存空间，不能被内核直接映射。
ZONE_MOVABLE 内核定义了一个伪内存域ZONE_MOVABLE, 在防止物理内存碎片的机制memory migration中需要使用该内存域. 供防止物理内存碎片的极致使用
ZONE_DEVICE 为支持热插拔设备而分配的Non Volatile Memory非易失性内存

3.2. struct zone结构体

struct zone {
	/* Fields commonly accessed by the page allocator */
 
	/* zone watermarks, access with *_wmark_pages(zone) macros */
	/*本管理区的三个水线值:高水线(比较充足)、低水线、MIN水线。*/
	unsigned long watermark[NR_WMARK];
 
	/*
	 * We don't know if the memory that we're going to allocate will be freeable
	 * or/and it will be released eventually, so to avoid totally wasting several
	 * GB of ram we must reserve some of the lower zone memory (otherwise we risk
	 * to run OOM on the lower zones despite there's tons of freeable ram
	 * on the higher zones). This array is recalculated at runtime if the
	 * sysctl_lowmem_reserve_ratio sysctl changes.
	 */
	  /**
          * 当高端内存、normal内存区域中无法分配到内存时，需要从normal、DMA区域中分配内存。
          * 为了避免DMA区域被消耗光，需要额外保留一些内存供驱动使用。
          * 该字段就是指从上级内存区退到回内存区时，需要额外保留的内存数量。
          */
	unsigned long		lowmem_reserve[MAX_NR_ZONES];
 
#ifdef CONFIG_NUMA
	/*所属的NUMA节点。*/
	int node;
	/*
	 * zone reclaim becomes active if more unmapped pages exist.
	 */
	 /*当可回收的页超过此值时，将进行页面回收。*/
	unsigned long		min_unmapped_pages;
	/*当管理区中，用于slab的可回收页大于此值时，将回收slab中的缓存页。*/
	unsigned long		min_slab_pages;
	/*
          * 每CPU的页面缓存。
          * 当分配单个页面时，首先从该缓存中分配页面。这样可以:
          *避免使用全局的锁
          * 避免同一个页面反复被不同的CPU分配，引起缓存行的失效。
          * 避免将管理区中的大块分割成碎片。
          */
	struct per_cpu_pageset	*pageset[NR_CPUS];
#else
	struct per_cpu_pageset	pageset[NR_CPUS];
#endif
	/*
	 * free areas of different sizes
	 */
	 /*该锁用于保护伙伴系统数据结构。即保护free_area相关数据。*/
	spinlock_t		lock;
#ifdef CONFIG_MEMORY_HOTPLUG
	/* see spanned/present_pages for more description */
	/*用于保护spanned/present_pages等变量。这些变量几乎不会发生变化，除非发生了内存热插拨操作。
           这几个变量并不被lock字段保护。并且主要用于读，因此使用读写锁。*/
	seqlock_t		span_seqlock;
#endif
	/*伙伴系统的主要变量。这个数组定义了11个队列，每个队列中的元素都是大小为2^n的页面*/
	struct free_area	free_area[MAX_ORDER];
 
#ifndef CONFIG_SPARSEMEM
	/*
	 * Flags for a pageblock_nr_pages block. See pageblock-flags.h.
	 * In SPARSEMEM, this map is stored in struct mem_section
	 */
	 /*本管理区里的页面标志数组*/
	unsigned long		*pageblock_flags;
#endif /* CONFIG_SPARSEMEM */
 
	/*填充的未用字段，确保后面的字段是缓存行对齐的*/
	ZONE_PADDING(_pad1_)
 
	/* Fields commonly accessed by the page reclaim scanner */
 	/*
          * lru相关的字段用于内存回收。这个字段用于保护这几个回收相关的字段。
          * lru用于确定哪些字段是活跃的，哪些不是活跃的，并据此确定应当被写回到磁盘以释放内存。
          */
	spinlock_t		lru_lock;	
	/* 匿名活动页、匿名不活动页、文件活动页、文件不活动页链表头*/
	struct zone_lru {
		struct list_head list;
	} lru[NR_LRU_LISTS];
	/*页面回收状态*/
	struct zone_reclaim_stat reclaim_stat;
	/*自从最后一次回收页面以来，扫过的页面数*/
	unsigned long		pages_scanned;	   /* since last reclaim */
	unsigned long		flags;		   /* zone flags, see below */
 
	/* Zone statistics */
	atomic_long_t		vm_stat[NR_VM_ZONE_STAT_ITEMS];
 
	/*
	 * prev_priority holds the scanning priority for this zone.  It is
	 * defined as the scanning priority at which we achieved our reclaim
	 * target at the previous try_to_free_pages() or balance_pgdat()
	 * invokation.
	 *
	 * We use prev_priority as a measure of how much stress page reclaim is
	 * under - it drives the swappiness decision: whether to unmap mapped
	 * pages.
	 *
	 * Access to both this field is quite racy even on uniprocessor.  But
	 * it is expected to average out OK.
	 */
	int prev_priority;
 
	/*
	 * The target ratio of ACTIVE_ANON to INACTIVE_ANON pages on
	 * this zone's LRU.  Maintained by the pageout code.
	 */
	unsigned int inactive_ratio;
 
	/*为cache对齐*/
	ZONE_PADDING(_pad2_)
	/* Rarely used or read-mostly fields */
 
	/*
	 * wait_table		-- the array holding the hash table
	 * wait_table_hash_nr_entries	-- the size of the hash table array
	 * wait_table_bits	-- wait_table_size == (1 << wait_table_bits)
	 *
	 * The purpose of all these is to keep track of the people
	 * waiting for a page to become available and make them
	 * runnable again when possible. The trouble is that this
	 * consumes a lot of space, especially when so few things
	 * wait on pages at a given time. So instead of using
	 * per-page waitqueues, we use a waitqueue hash table.
	 *
	 * The bucket discipline is to sleep on the same queue when
	 * colliding and wake all in that wait queue when removing.
	 * When something wakes, it must check to be sure its page is
	 * truly available, a la thundering herd. The cost of a
	 * collision is great, but given the expected load of the
	 * table, they should be so rare as to be outweighed by the
	 * benefits from the saved space.
	 *
	 * __wait_on_page_locked() and unlock_page() in mm/filemap.c, are the
	 * primary users of these fields, and in mm/page_alloc.c
	 * free_area_init_core() performs the initialization of them.
	 */
	wait_queue_head_t	* wait_table;
	unsigned long		wait_table_hash_nr_entries;
	unsigned long		wait_table_bits;
 
	/*
	 * Discontig memory support fields.
	 */
	 /*管理区属于的节点*/
	struct pglist_data	*zone_pgdat;
	/* zone_start_pfn == zone_start_paddr >> PAGE_SHIFT */
	/*管理区的页面在mem_map中的偏移*/
	unsigned long		zone_start_pfn;
 
	/*
	 * zone_start_pfn, spanned_pages and present_pages are all
	 * protected by span_seqlock.  It is a seqlock because it has
	 * to be read outside of zone->lock, and it is done in the main
	 * allocator path.  But, it is written quite infrequently.
	 *
	 * The lock is declared along with zone->lock because it is
	 * frequently read in proximity to zone->lock.  It's good to
	 * give them a chance of being in the same cacheline.
	 */
	unsigned long		spanned_pages;	/* total size, including holes */
	unsigned long		present_pages;	/* amount of memory (excluding holes) */
 
	/*
	 * rarely used fields:
	 */
	const char		*name;
} ____cacheline_internodealigned_in_smp;

如上所示，包含如下结构体数组：

struct free_area free_area[MAX_ORDER];
#define MAX_ORDER 11
include/linux/mmzone.h:
struct free_area {
    struct list_head        free_list[MIGRATE_TYPES];
    unsigned long           nr_free;
};

free_list 是用于连接空闲页的链表. 页链表包含大小相同的连续内存区
nr_free 指定了当前内存区中空闲页块的数目

阶是描述了内存分配的数量单位。内存块的长度是2^0,order , 其中order的范围从0到MAX_ORDER。zone->free_area[MAX_ORDER]数组中阶作为各个元素的索引，用于指定对应链表中的连续内存区包含多少个页帧。

数组中第0个元素的阶为0，它的free_list链表域指向具有包含区为单页(2^0 = 1)的内存页面链表
数组中第1个元素的free_list域管理的内存区为两页(2^1 = 2)
第3个管理的内存区为4页，依次类推
直到 2^MAXORDER-1个页面大小的块

4.page

页框是系统内存的最小单位。对内存中的每个页都会创建struct page实例。内核需要注意保持该结构尽可能小。因为即便在中等程度内存配置下，系统的内存同样会分解为大量的页。例如当页长度为4KB，主内存384MB时大约需要100000页。

include/linux/mm_types.h:
struct page {
	unsigned long flags;		
	atomic_t _count;		
	union {
		atomic_t _mapcount;	
		struct {		/* SLUB */
			u16 inuse;
			u16 objects;
		};
	};
	union {
	    struct {
		unsigned long private;		
		struct address_space *mapping;
	    };
#if USE_SPLIT_PTLOCKS
	    spinlock_t ptl;
#endif
	    struct kmem_cache *slab;	/* SLUB: Pointer to slab */
	/* 如果属于伙伴系统，并且不是伙伴系统中的第一个页
	则指向第一个页*/
	    struct page *first_page;	/* Compound tail pages */
	};
	union {/*如果是文件映射，那么表示本页面在文件中的位置(偏移)*/
		pgoff_t index;		/* Our offset within mapping. */
		void *freelist;		/* SLUB: freelist req. slab lock */
	};
	struct list_head lru;		/* Pageout list, eg. active_list
					 * protected by zone->lru_lock !
					 */

#if defined(WANT_PAGE_VIRTUAL)
	void *virtual;			/* Kernel virtual address (NULL if not kmapped, ie. highmem) */
#endif /* WANT_PAGE_VIRTUAL */
#ifdef CONFIG_WANT_PAGE_DEBUG_FLAGS
	unsigned long debug_flags;	/* Use atomic bitops on this */
#endif
 
#ifdef CONFIG_KMEMCHECK
	void *shadow;
#endif
};

因为内核会为每一个物理页帧创建一个struct page的结构体，因此要保证page结构体足够的小，否则仅struct page就要占用大量的内存。出于节省内存的考虑，struct page中使用了大量的联合体union。下面仅对常用的一些的字段做说明：

flags：描述page的状态和其他信息;

     	PG_locked：page被锁定，说明有使用者正在操作该page。
        PG_error：状态标志，表示涉及该page的IO操作发生了错误。
        PG_referenced：表示page刚刚被访问过。
        PG_active：page处于inactive LRU链表。PG_active和PG_referenced一起控制该page的活跃程度，这在内存回收时将会非常有用。
        PG_uptodate：表示page的数据已经与后备存储器是同步的，是最新的。
        PG_dirty：与后备存储器中的数据相比，该page的内容已经被修改。
        PG_lru：表示该page处于LRU链表上。
        PG_slab：该page属于slab分配器。
        PG_reserved：设置该标志，防止该page被交换到swap。
        PG_private：如果page中的private成员非空，则需要设置该标志。参考6)对private的解释。
        PG_writeback：page中的数据正在被回写到后备存储器。
        PG_swapcache：表示该page处于swap cache中。
        PG_mappedtodisk：表示page中的数据在后备存储器中有对应。
        PG_reclaim：表示该page要被回收。当PFRA决定要回收某个page后，需要设置该标志。
        PG_swapbacked：该page的后备存储器是swap。
        PG_unevictable：该page被锁住，不能交换，并会出现在LRU_UNEVICTABLE链表中，它包括的几种page：ramdisk或ramfs使用的页、
            shm_locked、mlock锁定的页。
        PG_mlocked：该page在vma中被锁定，一般是通过系统调用mlock()锁定了一段内存。

count
引用计数，表示内核中引用该page的次数，如果要操作该page，引用计数会+1，操作完成-1。当该值为0时，表示没有引用该page的位置，所以该page可以被解除映射，这往往在内存回收时是有用的。
mapcount
被页表映射的次数，也就是说该page同时被多少个进程共享。初始值为-1，如果只被一个进程的页表映射了，该值为0 。如果该page处于伙伴系统中，该值为PAGE_BUDDY_MAPCOUNT_VALUE（-128），内核通过判断该值是否为PAGE_BUDDY_MAPCOUNT_VALUE来确定该page是否属于伙伴系统。

Note：注意区分count和mapcount，mapcount表示的是映射次数，而count表示的是使用次数；被映射了不一定在使用，但要使用必须先映射。
- mapping ：有三种含义
  - 如果mapping = 0，说明该page属于交换缓存（swap cache）；当需要使用地址空间时会指定交换分区的地址空间swapper_space。
  - 如果mapping != 0，bit[0] = 0，说明该page属于页缓存或文件映射，mapping指向文件的地址空间address_space。
  - 如果mapping != 0，bit[0] != 0，说明该page为匿名映射，mapping指向struct anon_vma对象。
    通过mapping恢复anon_vma的方法：anon_vma = (struct anon_vma *)(mapping - PAGE_MAPPING_ANON)。
index：在映射的虚拟空间（vma_area）内的偏移；一个文件可能只映射一部分，假设映射了1M的空间，index指的是在1M空间内的偏移，而不是在整个文件内的偏移。
private：私有数据指针，由应用场景确定其具体的含义：
- 如果设置了PG_private标志，表示buffer_heads；
- 如果设置了PG_swapcache标志，private存储了该page在交换分区中对应的位置信息swp_entry_t。
- 如果_mapcount = PAGE_BUDDY_MAPCOUNT_VALUE，说明该page位于伙伴系统，private存储该伙伴的阶。
lru：链表头，主要有3个用途：
- page处于伙伴系统中时，用于链接相同阶的伙伴（只使用伙伴中的第一个page的lru即可达到目的）。
- page属于slab时，page->lru.next指向page驻留的的缓存的管理结构，page->lru.prec指向保存该page的slab的管理结构。
- page被用户态使用或被当做页缓存使用时，用于将该page连入zone中相应的lru链表，供内存回收时使用。

数据结构：

原文链接：https://blog.csdn.net/weixin_41028621/article/details/100600020

posted @ 2023-12-22 22:27 学习，积累，成长阅读(88) 评论(0) 编辑收藏举报

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