Linux中的冷热页机制简述

什么是冷热页？ 

在Linux Kernel的物理内存管理的Buddy System中，引入了冷热页的概念。冷页表示该空闲页已经不再高速缓存中了(一般是指L2 Cache)，热页表示该空闲页仍然在高速缓存中。冷热页是针对于每CPU的，每个zone中，都会针对于所有的CPU初始化一个冷热页的per-cpu-pageset. 

为什么要有冷热页？ 

作用有3点：

 Buddy Allocator在分配order为0的空闲页的时候，如果分配一个热页，那么由于该页已经存在于L2 Cache中了。CPU写访问的时候，不需要先把内存中的内容读到Cache中，然后再写。如果分配一个冷页，说明该页不在L2 Cache中。一般情况下，尽可能用热页，是容易理解的。什么时候用冷页呢？While allocating a physical page frame, there is a bit specifying whether we would like a hot or a cold page (that is, a page likely to be in the CPU cache, or a page not likely to be there). If the page will be used by the CPU, a hot page will be faster. If the page will be used for device DMA the CPU cache would be invalidated anyway, and a cold page does not waste precious cache contents. 

简单翻译一下：当内核分配一个物理页框时，有一些规范来约束我们是分配热页还是冷页。当页框是CPU使用的，则分配热页。当页框是DMA设备使用的，则分配冷页。因为DMA设备不会用到CPU高速缓存，所以没必要使用热页。
 Buddy System在给某个进程分配某个zone中空闲页的时候，首先需要用自旋锁锁住该zone,然后分配页。这样，如果多个CPU上的进程同时进行分配页，便会竞争。引入了per-cpu-set后，当多个CPU上的进程同时分配页的时候，竞争便不会发生，提高了效率。另外当释放单个页面时，空闲页面首先放回到per-cpu-pageset中，以减少zone中自旋锁的使用。当页面缓存中的页面数量超过阀值时，再将页面放回到伙伴系统中。

使用每CPU冷热页还有一个好处是，能保证某个页一直黏在1个CPU上，这有助于提高Cache的命中率。

冷热页的数据结构

struct per_cpu_pages {
 int count;    // number of pages in the list
 int high;    // high watermark, emptying needed
 int batch;    // chunk size for buddy add/remove
  // Lists of pages, one per migrate type stored on the pcp-lists
  每个CPU在每个zone上都有MIGRATE_ * TYPES个冷热页链表（根据迁移类型划分）
  struct list_head lists[MIGRATE_ * TYPES];
};

在Linux中，对于UMA的架构，冷热页是在一条链表上进行管理。热页在前，冷页在后。CPU每释放一个order为0的页，如果per-cpu-pageset中的页数少于其指定的阈值，便会将释放的页插入到冷热页链表的开始处。这样，之前插入的热页便会随着其后热页源源不断的插入向后移动，其页由热变冷的几率便大大增加。 

怎样分配冷热页 

在分配order为0页的时候(冷热页机制只处理单页分配的情况)，先找到合适的zone,然后根据需要的migratetype类型定位冷热页链表（每个zone，对于每个cpu,有3条冷热页链表，对应于：MIGRATE_UNMOVABLE、MIGRATE_RECLAIMABLE、MIGRATE_MOVABLE）。若需要热页，则从链表头取下一页（此页最“热”）；若需要冷页，则从链表尾取下一页（此页最“冷”）。 

分配函数（关键部分已添加注释）：

/*
* Really, prep_compound_page() should be called from __rmqueue_bulk(). But
* we cheat by calling it from here, in the order > 0 path. Saves a branch
* or two.
*/
static inline
struct page *buffered_rmqueue(struct zone *preferred_zone,
  struct zone *zone, int order, gfp_t gfp_flags,
  int migratetype)
{
unsigned long flags;
struct page *page;
//分配标志是__GFP_COLD才分配冷页
int cold = !!(gfp_flags & __GFP_COLD);
again:
if (likely(order == 0)) {
 struct per_cpu_pages *pcp;
 struct list_head *list;
 local_irq_save(flags);
 pcp = &this_cpu_ptr(zone->pageset)->pcp;
 list = &pcp->lists[migratetype];
 if (list_empty(list)) {
  //如果缺少页，则从Buddy System中分配。
  pcp->count += rmqueue_bulk(zone, 0,
    pcp->batch, list,
    migratetype, cold);
  if (unlikely(list_empty(list)))
   goto failed;
 }
 if (cold)
 //分配冷页时，从链表尾部分配，list为链表头，list->prev表示链表尾
  page = list_entry(list->prev, struct page, lru);
 else
 //分配热页时，从链表头分配
  page = list_entry(list->next, struct page, lru);
 //分配完一个页框后从冷热页链表中删去该页
 list_del(&page->lru);
 pcp->count--;
} else {//如果order!=0(页框数>1)，则不从冷热页链表中分配
 if (unlikely(gfp_flags & __GFP_NOFAIL)) {
  /*
   * __GFP_NOFAIL is not to be used in new code.
   *
   * All __GFP_NOFAIL callers should be fixed so that they
   * properly detect and handle allocation failures.
   *
   * We most definitely don't want callers attempting to
   * allocate greater than order-1 page units with
   * __GFP_NOFAIL.
   */
  WARN_ON_ONCE(order > 1);
 }
 spin_lock_irqsave(&zone->lock, flags);
 page = __rmqueue(zone, order, migratetype);
 spin_unlock(&zone->lock);
 if (!page)
  goto failed;
 __mod_zone_page_state(zone, NR_FREE_PAGES, -(1 << order));
}
__count_zone_vm_events(PGALLOC, zone, 1 << order);
zone_statistics(preferred_zone, zone, gfp_flags);
local_irq_restore(flags);
VM_BUG_ON(bad_range(zone, page));
if (prep_new_page(page, order, gfp_flags))
 goto again;
return page;
failed:
local_irq_restore(flags);
return NULL;
}