内存碎片是内存管理中非常重要又非常棘手的问题，就算强大的Linux也没有办法完全解决，但好在经过多年的发展，Linux已经有一套相当成熟的反碎片技术，包括：针对页外碎片的伙伴系统和针对页内碎片的slab分配技术。本文主要对伙伴系统及其涉及的内存分类进行说明。
1. 伙伴系统
1.1 什么是伙伴系统
伙伴系统是基于内存块的内存管理策略，它将物理内存分成许多大小为2^n个page的内存块（其中n=0,1,2.....10），相同大小的内存块被链入同一个链表中。
1.2 实现
伙伴系统是借助内存域zone实现的，在zone的数据结构中有一个free_area数组：
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struct zone {
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......
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struct free_area free_area[MAX_ORDER]; /* MAX_ORDER默认为11，除非在配置文件中配置了选项CONFIG_FORCE_MAX_ZONEORDER */
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......
- };
比如free_area[0]的阶为0，它链接的所有内存块的大小为2^0=1个page；而free_area[2]的阶为2，它链接的所有内存块的大小为2^2=4个page，如图1所示：
图1
1.3 什么样的内存块才算是伙伴？
伙伴必须满足以下几个条件：
1) 两个块大小必须相同，假设为2^order个page
2) 两个块的物理地址必须是连续的
3) 第一个块的起始地址必须是2 * 2^order * page_size的倍数
比如图2：
图2
0和1是伙伴，2和3是伙伴；而1和2不是伙伴，因为1*page_size不是2*2^0*page_size=2*page_size的倍数。
4、5组成的内存块和6、7组成的内存块是伙伴，因为4*page_size是2*2^1*page_size=2*2*page_size的倍数；而2、3组成的内存块和4、5组成的内存块不是伙伴，因为2*page_size不是2*2^1*page_size=2*2*page_size的倍数。
1.4 分配/释放原理
伙伴系统只能分配内存块，而且其大小为2^order个page。
假设要分配一个order=3即2^3=8个page的内存块，算法首先搜索free_area[3]指定的链表，检查是否有空闲的内存块。如果有，直接从链表上摘取一个内存块；如果没有，算法会检查更大内存块的链表，即free_area[4]指定的链表，如果该链表有空闲块，则摘取一个空闲块并分割为大小相同的两部分（伙伴），一部分返回给内存申请者，另一部分加入到free_area[3]指定的链表中。如果free_area[4]指定的链表中也没有空闲块，则继续搜索更大的内存块链表，直至free_area[10]。
当内存块被释放时，算法首先会检查它的伙伴是否存在，如果不存在，直接将内存块加入到对应的链表中；如果存在，将两个伙伴合并为一个更大的内存块，并继续检查该内存块的伙伴是否存在，如果存在，继续向上合并，否则链入相应的链表。
1.5 总结
1) 伙伴系统是基于内存域zone实现的，也就是说每个zone都有一套自己的伙伴系统。
2) 伙伴系统只能分配特定大小的内存块，即2^order个page（order=0,1,2.....MAX_ORDER），因此内核可分配的最大内存块为2^MAX_ORDER=4M。
3) 内存块中的page是连续的
4) 相同大小的内存块通过内存块中的第一个page的page->lru链入链表，且page->private存放了该内存块的order。
2. 内存分类技术
尽管伙伴系统在内存管理中已经工作的很好，但是当系统运行较长一段时间后，分配大的内存块仍然是困难的，如图3：
图3
一个由16个page组成的内存块，尽管只有2个page被使用，但要从中申请8个page的空闲块却是不行的，因为没有那么多的连续page可用。为此，在2.6.24中提出了一种反碎片技术-内存分类。
我们知道Linux中使用的内存大体可分为以下三类：
1) 不可移动页：在内存中的位置固定，不能移动到其他地方。内核分配的内存都属于这种类型。
2) 可回收页：不能直接移动，但可以删除，因为其内容可从某些源重新生成，如文件映射产生的页。
3) 可移动页：在内存中的位置可随便移动，只要修改其对应的页表即可。用户态应用程序使用的页属于这种类型。
虽然对于不可移动页，图3所展现出来的缺陷仍然无法解决，但是可回收页和可移动页却可以有极大的改善，尤其是可移动页，如图4所示，申请8个page的空闲块已经不再是问题了：
图4
2.1 迁移类型
在前文的基础上，内核定义了多种内存类型（也称为迁移类型），如：
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#define MIGRATE_UNMOVABLE 0
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#define MIGRATE_RECLAIMABLE 1
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#define MIGRATE_MOVABLE 2
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#define MIGRATE_PCPTYPES 3 /* the number of types on the pcp lists */
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#define MIGRATE_RESERVE 3
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#define MIGRATE_ISOLATE 4 /* can't allocate from here */
- #define MIGRATE_TYPES 5
MIGRATE_RECLAIMABLE：可回收内存页
MIGRATE_MOVABLE：可移动内存页
MIGRATE_PCPTYPES：不是一种类型，只用于表示pcp list中内存类型的个数，pcp list在后文会进行说明
MIGRATE_RESERVE：紧急情况下，如果从前三种类型中申请不到内存，可从该类型下申请内存
MIGRATE_ISOLATE：特殊的虚拟区域，用于跨域NUMA节点移动物理内存页，将内存页移动到使用该页最频繁的CPU所在的节点上
MIGRATE_TYPES：迁移类型的种类数
内存分类是在伙伴系统的基础上实现的，因此图1所示的框图应该修正为图5：
图5
每种阶数（order）又按照迁移类型分为了多个链表，free_list才是空闲块的最终管理者：
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struct free_area {
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struct list_head free_list[MIGRATE_TYPES]; /* 按迁移类型分类的空闲块链表 */
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unsigned long nr_free; /* 该阶数下所有链表上空闲块的个数 */
- };
需要借助内存分配请求给定的分配掩码，___GFP_MOVABLE表示要分配可移动的内存，___GFP_RECLAIMABLE表示要分配可回收的内存，如果二者都不指定，表示要分配不可移动的内存。比如常见的GFP_KERNEL（ #define GFP_KERNEL (__GFP_WAIT | __GFP_IO | __GFP_FS) ）由于未指定以上两个标志，所以申请到的内存是不可移动的。
2.3 迁移类型的备用列表
如果内核无法满足针对某一给定迁移类型的分配请求，会怎么样呢？
针对这种情况，内核提供了一个迁移类型的备用列表，如图6：
图6
比如第一项，当需要分配不可移动的内存页时，如果对应的free_list链表为空，则从可回收页链表中申请，如果仍然为空，则从可移动页链表中申请，最后到紧急分配链表。
2.4 内存块迁移类型的跟踪
在内存释放时，为了能够快速的将内存块返回到正确的迁移链表上，内核提供了一个专门的字段pageblock_flags，用来跟踪包含pageblock_nr_pages个页的内存块的迁移类型，在启用大页的情况下pageblock_nr_pages与大页大小（2M）相同，否则pageblock_nr_pages=2^(MAX_ORDER-1)=2^10个page。
pageblock_flags是一个比特位空间，每3位（保证能表示5种迁移类型）对应一个内存块；在使能SPARSEMEM（稀疏内存模型）的系统上，pageblock_flags被定义在struct mem_section中，否则定义在struct zone中。
几点说明：
1) pageblock_flags的空间是根据内存大小，在内存初始化时就分配好的，它的比特位总是可用的，与page是否由伙伴系统管理无关。
2) 函数set_pageblock_migratetype(page, migratetype)用于设置以page为首的内存块的迁移类型，而get_pageblock_migratetype(page)用于获取以page为首的内存块的迁移类型。
3) 所有页最开始都被标记为可移动的。
4) 分配内存时，如果需要从备用列表中申请，内核优先申请更大的内存块。比如计划申请1个page的不可移动内存块，优先查找是否存在2^10个page的可回收内存块，如果不存在再查找是否存在2^9个page的可回收内存块，直到2^0。这样做是为了尽量避免向可回收和可移动内存块中引入碎片。
以上就是对伙伴系统的简单总结，后续会从代码的角度再进行分析。
如有错误，欢迎批评指正。