Page Frame Allocation

物理内存分配器 Physical Memory Allocators

该部分的算法将在你需要时为你提供一个新的页面帧（Frame）。此算法的客户端通常不在意具体返回的是哪个帧，尤其是，对多个帧的请求不需要返回连续帧 (除非你正在为DMA操作，例如网络数据包缓冲区，分配内存)。

以下文中N字母将代表以页面为单位的内存大小。

位图 Bitmap

使用N/8字节的大数组用作内存使用的位映射 (即，字节 #n 中的位 #i 定义了页 #n*8+i 的状态)。设置给定页面的状态是快速的,时间复杂度为(O(1))，分配页面可能需要时间复杂度 (O(N))。

uint32_t比较运算可以一次测试多达32位，从而加快分配速度
保留指向最后分配位的指针可能会提高下一次搜索的性能 (保留有关所有先前字节未成功搜索的事实的信息)

页面堆栈/列表

每个可用的物理帧的地址都存储在类似栈的动态结构中。分配页面的速度很快，时间复杂度 (O(1))，也可以释放页面，但是检查页面的状态是不切实际的，除非存储了按物理地址排序的其他元数据。

大小部分方案 Sized Portion Scheme

你将每个区域 (例如16kb) 分成 (例如) 1 8kb和2 4kb的块。然后你分发每一块。通过这样做，你可以找到更接近精确尺寸的适合。这意味着更少的浪费。所以说你有32kb的面积

你甚至可以为每个部分提供1、2、甚至3或4 (或更多!) 类型的布局。这样你就有更多的尺寸可供选择。

Buddy Allocation System 好友分配系统

这是linux内核的物理内存分配器。请注意，linux有几个伙伴，具体取决于内存是否适合ISA DMA，还是来自 “高物理内存” 或只是 “正常”。每个好友包含k个位图，每个位图指示可用的2 ^ i大小和2 ^ i对齐的自由页面块。通常，linux使用从4k到512K块。

                 0   4   8   12  16  20  24  28  32  36
                 ###.#....#........#...###...########.... real memory pattern

   buddy[0]--->  ###.#.xx.#xxxxxxxx#.xx###.xx########xxxx 5  free 4K , 5-byte bitmap
   buddy[1]--->  # # # . # . x x . # . # # . # # # # x x  5  free 8K , 20-bits map
   buddy[2]--->  #   #   #   .   #   #   #   #   #   .    2  free 16K, 10-bits map
   buddy[3]--->  #       #       #       #       #        0  free 32K, 5-bits map

A buddy for N pages is about twice the size of a bitmap for the same area, but it allows a faster location of collections of pages. The figure above shows a 4-buddy with free pages/blocks denoted as . and used pages/blocks denoted as #. When a block contains at least one used sub-block, it is itself marked as used and sub-blocks that are part of a larger block are also marked as used (x in the figure). Say we want to allocate a 12-K region on this buddy, we'll look up the bitmap of free 16K blocks (which says we have one such starting at page #12 and another starting at page #36). buddy[2]->bit[4] is then set to 'used'. Now we only want 3 pages out of the 4 we got, so the remaining page is returned to the appropriated buddy bitmap (e.g. the single pages map). The resulting buddy is

                 0   4   8   12  16  20  24  28  32  36
                 ###.#....#..###...#...###...########.... real memory pattern

   buddy[0]--->  ###.#.xx.#xx###.xx#.xx###.xx########xxxx 6  free 4K , 5-byte bitmap
   buddy[1]--->  # # # . # . # # . # . # # . # # # # x x  5  free 8K , 20-bits map
   buddy[2]--->  #   #   #   #   #   #   #   #   #   .    1  free 16K, 10-bits map
   buddy[3]--->  #       #       #       #       #        0  free 32K, 5-bits map

Note that initially, only the largest regions are available, so if buddy[0] is apparently empty, we need to check buddy[1], then buddy[2] etc. for a free block to be split.

混合方案

分配器可以被链接，以便 (例如) 栈仅覆盖最后的操作，并且堆栈的 “底部” 被提交到位图 (用于紧凑存储)。如果栈缺少页面，它可以扫描位图以找到一些 (可能在后台作业中)。

混合方案 #2

而不是只跟踪代表页的位，或者只跟踪堆栈上的页码，而是使用一个大的结构数组来表示内存。在这些页面框架结构中，存储指向下一页的单个链接 (指针大小) 和指示其状态的8-16位信息块。还包括虚拟页指针和页码所属的TCB。保留指向每种类型页面的指针，指向列表的开始和结尾。通过这种方式，你可以轻松地显示有关其内容的信息，每种类型的可用页数，混合类型，允许动态清理线程，相当容易地进行写复制，并保持页面的清晰简洁概述。它也用作列出页面类型的反向页面映射表。

有关示例实现，请参见AtlantisOS 0.0.2或更高版本。

虚拟地址分配器

Flat List 平展列表

管理地址空间的大区域的一种直接方法是链表 (如下所示)。每个 “自由” 区域都与给出其大小和基址的描述符相关联。当需要分配某些空间时，使用 “第一拟合” 或 “最佳拟合” (或其他) 算法扫描列表以寻找足够大的区域。这是例如ms-dos管理内存的方式。分配内存时，适当的条目要么被删除 (整个区域被分配)，要么被调整大小 (仅分配区域的一部分)。

请注意，对于平面链接列表，“是地址XXX的内存” 或 “在哪里可以得到一个大小为YYY的块” 问题可能需要对列表进行完整遍历才能得到答案。如果虚拟内存变得支离破碎，列表变长，这可能会成为一个问题。 “地址XXX处的内存是免费的吗？” 主要用于在释放块时将两个空闲区域合并为一个新的 (更大的) 区域，并且如果列表由不断增长的地址保持顺序，则更容易处理。

基于树的方法

由于经常在列表中搜索给定地址或给定大小，因此使用更有效的数据结构可能会很有趣。其中一个仍然保持遍历整个列表的能力是AVL树。 AVL树中的每个 “节点” 将描述一个内存区域，并具有指向较低节点的子树和较高节点的子树的指针。

虽然在这样的平衡树中插入/删除需要比链表操作更复杂的操作，但通常使用O(log2(N)) 而不是O(N) 来搜索链表 -- 也就是说，如果你有1000个条目，则需要1000次迭代来扫描列表，以对照10次迭代来查找树中的给定间隔。

Linux使用AVL树进行虚拟地址管理已有相当一段时间了。但是请注意，它将其用于区域 (例如在/proc/xxxx/maps中找到的内容)，而不是用于类似malloc的接口。

另见

文章

论坛主题

外部链接

mystran's Basic VMM for Dummies (cached)
Page replacement algorithm on Wikipedia

de:Physische Speicherverwaltung