入門(mén)寫(xiě)的材料，湊一篇o(╥﹏╥)o... 偏簡(jiǎn)單，偏內(nèi)存

什么是匿名頁(yè)和文件頁(yè)？

匿名頁(yè)

? ? ? ? 匿名頁(yè)，沒(méi)有文件背景的頁(yè)面，如stack，heap，數(shù)據(jù)段等；他們沒(méi)有對(duì)應(yīng)的硬盤(pán)文件，因此如果要交換，只能交換到虛擬內(nèi)存 zram或者Linux的swap硬盤(pán)分區(qū)，此部分頁(yè)面，如果系統(tǒng)內(nèi)存不充分，可以被swap到swapfile或者硬盤(pán)的swap分區(qū)。

（安卓手機(jī)上是默認(rèn)swappiness是60，不過(guò)為了減少文件頁(yè)回收，都會(huì)選擇上調(diào)，更多選擇壓入ZRAM）

文件頁(yè)

? ? ? ? 有文件背景的頁(yè)面，比如代碼段、比如read/write方法讀寫(xiě)的文件、比如mmap讀寫(xiě)的文件；他們有對(duì)應(yīng)的硬盤(pán)文件，因此如果要交換，可以直接和硬盤(pán)對(duì)應(yīng)的文件進(jìn)行交換。內(nèi)存緊張時(shí)，非dirty的文件頁(yè)可以直接drop掉，所以這個(gè)也算作MemAvailable中。

cache包含文件頁(yè)（active和inactive）? zram_swap中存的是匿名頁(yè)

什么是內(nèi)存碎片?

? ? ? ? ? ? 造成堆利用率很低的主要原因是就是內(nèi)存碎片。當(dāng)雖然有未使用的內(nèi)存但不能用來(lái)滿足分配請(qǐng)求時(shí)，就會(huì)發(fā)生該現(xiàn)象。有兩種形式的碎片：內(nèi)部碎片（internal fragmentation）和外部碎片(external fragmentation)。

外部碎片（主要問(wèn)題）

? ? ? ? 當(dāng)空閑內(nèi)存合計(jì)起來(lái)足夠滿足一個(gè)分配請(qǐng)求，但是沒(méi)有一個(gè)單獨(dú)的空閑塊足夠大可以來(lái)處理這個(gè)請(qǐng)求。

網(wǎng)上搜了個(gè)比喻，挺好理解：

? ? ? ? 我們將信息比作貨物，將存儲(chǔ)空間比作倉(cāng)庫(kù)來(lái)舉例子。假設(shè)，我們有編號(hào)為1、2、3、4、5、6的6間倉(cāng)庫(kù)庫(kù)房，前天送來(lái)了一大宗貨，依次裝入了1、2、3、4、5號(hào)倉(cāng)庫(kù)，昨天又因故將4號(hào)庫(kù)房的貨物運(yùn)走了，那么數(shù)值上說(shuō)我們還有兩間空倉(cāng)庫(kù)的空間，但是如果這時(shí)候送來(lái)兩間倉(cāng)庫(kù)容量的貨物但要求必須連續(xù)存放的話，我們實(shí)際上是裝不下的。這時(shí)的4、6號(hào)倉(cāng)庫(kù)，就成為一種空間的碎片。由于這樣的原因形成的空間碎片，我們稱之為外部碎片。從上面的例子我們可以理解，外部碎片是可以通過(guò)一些措施來(lái)改善或者解決的。對(duì)于在硬盤(pán)上的外部碎片，我們通常用磁盤(pán)碎片整理來(lái)解決，對(duì)應(yīng)上面的例子，就是將5號(hào)倉(cāng)庫(kù)的貨物及時(shí)移動(dòng)到新騰出的4號(hào)倉(cāng)庫(kù)，這樣，1-4號(hào)倉(cāng)庫(kù)都是滿的，而5、6號(hào)倉(cāng)庫(kù)則形成了有效的、連續(xù)的空間，能夠適應(yīng)新的應(yīng)用要求了；對(duì)于內(nèi)存中的外部碎片，我們內(nèi)存管理中常用的頁(yè)面管理形式，就是為了解決這個(gè)問(wèn)題的。

內(nèi)部碎片（這個(gè)很少了）

? ? ? ? 當(dāng)一個(gè)進(jìn)程裝入到固定大小的分區(qū)塊（比如頁(yè)）時(shí)，假如進(jìn)程所需空間小于分區(qū)塊，則分區(qū)塊的剩余的空間將無(wú)法被系統(tǒng)使用

? ? ? ? 還是沿用上面的例子，這次我們的6間倉(cāng)庫(kù)目前都是空置的，但是假設(shè)我們管理倉(cāng)庫(kù)的最小空間單位是間，今天運(yùn)來(lái)了容量為2.5間倉(cāng)庫(kù)的貨物，那也要占用我們1-3號(hào)3間倉(cāng)庫(kù)，盡管3號(hào)倉(cāng)庫(kù)還閑置著一半的空間，但是這半間倉(cāng)庫(kù)已經(jīng)不能再利用了（因?yàn)槭且蚤g為最小單位么）；這時(shí)，我們的倉(cāng)庫(kù)中就形成了半間倉(cāng)庫(kù)的空間碎片，我們稱之為內(nèi)部碎片。倉(cāng)庫(kù)的有效容量只剩下3間倉(cāng)庫(kù)了。

內(nèi)存分配原理及大體流程

內(nèi)存分配原理

? ? ? ? 在NUMA模型中，每個(gè)CPU都有自己的本地內(nèi)存節(jié)點(diǎn)（memory node），而且還可以通過(guò)QPI總線訪問(wèn)其他CPU下掛的內(nèi)存節(jié)點(diǎn)，訪問(wèn)本地內(nèi)存要比訪問(wèn)其他CPU下的內(nèi)存的快約30%。Android只有一個(gè)Node 0，這個(gè)就比較簡(jiǎn)單了。

? ? ? ? Linux中對(duì)所有的內(nèi)存進(jìn)行統(tǒng)一管理，但由于關(guān)聯(lián)不同的CPU導(dǎo)致訪問(wèn)速度不同，因此又將內(nèi)存劃分為節(jié)點(diǎn)（node）；在節(jié)點(diǎn)內(nèi)部，又進(jìn)一步細(xì)分為內(nèi)存域（zone），比如DMA_ZONE，Normal_ZONE，還有虛擬Movable_ZONE

ps: 提一下movable zone，就是設(shè)計(jì)用來(lái)防止碎片化，把Highmem和movable分配需求集中放到這個(gè)zone中，使得這個(gè)zone中都是可移動(dòng)頁(yè)面，方便頁(yè)面規(guī)整。但是實(shí)際項(xiàng)目中這個(gè)zone基本都是空的

針對(duì)不同的用途，Linux內(nèi)核將所有的物理頁(yè)面劃分到3類(lèi)內(nèi)存管理區(qū)域中：

ZONE_DMA:? ? 該區(qū)域物理頁(yè)面專供I/O設(shè)備的DMA使用，需要連續(xù)的緩沖區(qū)，不經(jīng)過(guò)MMU使用物理地址訪問(wèn)內(nèi)存。

ZONE_NORMAL：內(nèi)核直接映射使用，一般存放kernal、mem_map數(shù)組等常用數(shù)據(jù)。

ZONE_HIGHMEM：高端內(nèi)存，內(nèi)核無(wú)法直接使用，存放用戶數(shù)據(jù)、頁(yè)表等不常用數(shù)據(jù)。安卓無(wú)

內(nèi)核根據(jù)價(jià)值（HIGHMEM內(nèi)存無(wú)依賴最廉價(jià)，DMA最昂貴數(shù)量少易用盡）為內(nèi)存域定義了優(yōu)先級(jí)，從高到低為：ZONE_HIGHMEM > ZONE_NORMAL > ZONE_DMA。優(yōu)先選擇距離較近的node，再選擇優(yōu)先級(jí)較高的zone。

? ? ? 如果從某個(gè)zone申請(qǐng)內(nèi)存失敗，就使用node_zonelists，它定義了一個(gè)zone搜索列表（每一項(xiàng)代表一個(gè)zone），當(dāng)從某個(gè)node的某個(gè)zone申請(qǐng)內(nèi)存失敗后，會(huì)搜索該列表，查找一個(gè)合適的zone繼續(xù)分配內(nèi)存。

? ? ? 每個(gè)zone都有自己的伙伴系統(tǒng)（buddy system）?；锇橄到y(tǒng)是基于內(nèi)存塊的內(nèi)存管理策略，它將物理內(nèi)存分成許多大小為2^n個(gè)page的內(nèi)存塊（其中n=0,1,2.....10，即最大內(nèi)存塊為4M），相同大小的內(nèi)存塊被鏈入同一個(gè)鏈表中。管理區(qū)描述符(struct zone)中，struct free_area用于描述伙伴系統(tǒng)。

? ? ? 假設(shè)要分配一個(gè)n=3即2^3=8個(gè)page的內(nèi)存塊，算法首先搜索free_area[3]指定的鏈表，檢查是否有空閑的內(nèi)存塊。如果有，直接從鏈表上摘取一個(gè)內(nèi)存塊；如果沒(méi)有，算法會(huì)檢查更大內(nèi)存塊的鏈表，即free_area[4]指定的鏈表，如果該鏈表有空閑塊，則摘取一個(gè)空閑塊并分割為大小相同的兩部分（伙伴），一部分返回給內(nèi)存申請(qǐng)者，另一部分加入到free_area[3]指定的鏈表中。如果free_area[4]指定的鏈表中也沒(méi)有空閑塊，則繼續(xù)搜索更大的內(nèi)存塊鏈表，直至free_area[10]。

在分配頁(yè)框的方式有兩種：快速分配和慢速分配：

快速分配：會(huì)根據(jù)zonelist鏈表的優(yōu)先級(jí)順序，以zone的low閥值從相應(yīng)zone的 伙伴系統(tǒng)中分配連續(xù)頁(yè)框。

慢速分配：在快速分配失敗之后執(zhí)行，會(huì)根據(jù)zonelist鏈表的優(yōu)先級(jí)順序，以zone 的min閥值從相應(yīng)zone的伙伴系統(tǒng)中分配連續(xù)頁(yè)框。如果失敗，會(huì)喚醒kswapd 內(nèi)核線程，進(jìn)行異步壓縮、直接內(nèi)存回收、oom以及輕同步壓縮，進(jìn)行內(nèi)存回收，在這些內(nèi)存回收操作的過(guò)程當(dāng)中，幾乎每一步會(huì)進(jìn)行快速分配嘗試獲取內(nèi)存，快速滿足內(nèi)存分配請(qǐng)求才是第一位。

內(nèi)存分配流程

內(nèi)存分配入口：alloc_pages(gfp_t gfp_mask, unsigned int order)

調(diào)用函數(shù)struct page *alloc_pages_current(gfp_t gfp, unsigned order)

再往下調(diào)用核心函數(shù)__alloc_pages_nodemask(gfp_t gfp_mask, unsigned int order, int preferred_nid,nodemask_t *nodemask)

看下核心方法的具體流程： //參考kernel-4.19代碼

1、先開(kāi)始快速分配，調(diào)用get_page_from_freelist(gfp_t gfp_mask, unsigned int order, int alloc_flags,const struct alloc_context *ac) ac上下文包含里面的zonelist，遍歷掃描zonelist，根據(jù)每個(gè)zone的水線watermark，zone_watermark_ok()查找到足夠空閑的zone，在try_this_zone中查找可使用的頁(yè)面返回，完成分配。在一些急迫的事務(wù)中，可以指定ALLOC_NO_WATERMARKS，這樣會(huì)不會(huì)對(duì)水位進(jìn)行驗(yàn)證。

2、 快速分配失敗時(shí)，調(diào)用慢速分配方法__alloc_pages_slowpath(gfp_t gfp_mask,unsigned int order,struct? alloc_context *ac)。

3、慢速分配先進(jìn)入retry_cpuset:首先調(diào)用wake_all_kswapds(order,ac),喚醒所有kswapd守護(hù)進(jìn)程進(jìn)行物理頁(yè)面的回收（一般1-2個(gè)，linux可以設(shè)置為2個(gè)，Android考慮到功耗，一般只能設(shè)置為1個(gè)）。

4、再次調(diào)用get_page_from_freelist()進(jìn)行快速分配。

5、還是分不出頁(yè)面就調(diào)用__alloc_pages_direct_compact(gfp _mask, order,alloc_flags, ac,INIT_COMPACT_PRIORITY,&compact_result);在函數(shù)中繼續(xù)調(diào)用 try_to_compact_pages()，繼續(xù)調(diào)用for_each_zone_zonelist_nodemask()對(duì)zonelist中的每個(gè)zone進(jìn)行內(nèi)存壓縮。在__alloc_pages_direct_compact()中再次調(diào)用get_page_from_freelist()，如果成功，函數(shù)返回page。

6、還是失敗的話進(jìn)入retry過(guò)程：首先喚醒所有回收線程，確保不會(huì)意外睡去。

7、嘗試進(jìn)行g(shù)et_page_from_freelist()。

8、做一些校驗(yàn)，如果不能回收(reclaim)，就返回nopage。

9、調(diào)用回收方法__alloc_pages_direct_reclaim(gfp_mask, order, alloc_flags, ac,&did_some_progress)成功就返回page。

10、不成功就調(diào)用__alloc_pages_direct_compact()壓縮內(nèi)存，成功就返回page

11、參數(shù)判定決定是否重新從retry或者retry_cpuset開(kāi)始執(zhí)行。

12、到這步還是無(wú)法找到空閑頁(yè)面，準(zhǔn)備oom殺進(jìn)程，調(diào)用方法__alloc_pages_may_oom(gfp_mask, order, ac, &did_some_progress)。

13、只要oom循環(huán)就一直進(jìn)行retry直到找到空閑頁(yè)面，進(jìn)程結(jié)束就返回null。

內(nèi)存回收原理及大體流程

內(nèi)存回收原理

頁(yè)面回收的方式（沒(méi)有ZRAM，ZRAM的匿名頁(yè)壓縮放入ZRAM區(qū)域）

? ? 1、頁(yè)回寫(xiě) 存在臟頁(yè)，即文件頁(yè)在內(nèi)存中有改動(dòng)，將內(nèi)存同步到設(shè)備

? ? 2、頁(yè)交換 匿名頁(yè)，交換到swap分區(qū)，再次訪問(wèn)時(shí)換回內(nèi)存

? ? 3、頁(yè)丟棄 文件頁(yè)沒(méi)有改動(dòng)，或者不能修改，可直接丟棄

頁(yè)面回收的時(shí)機(jī)

wartermark：水線，分為【W(wǎng)MARK_HIGH】、【W(wǎng)MARK_LOW】、【W(wǎng)MARK_MIN】。內(nèi)核線程kswapd檢測(cè)到不同的水線值會(huì)進(jìn)行不同的處理，當(dāng)空閑page數(shù)大于high時(shí)，不需要進(jìn)行內(nèi)存回收；當(dāng)空閑page數(shù)低于low時(shí)，開(kāi)始進(jìn)行內(nèi)存回收，將page換出到硬盤(pán)；當(dāng)空閑page數(shù)低于min時(shí)，表示內(nèi)存回收的壓力很重，可用page數(shù)已經(jīng)很少了，必須加快進(jìn)行內(nèi)存回收。

WMARK_MIN= min_free（單位為page），假設(shè)為min_free。（因?yàn)槭敲總€(gè)zone各有一套watermark參數(shù)，實(shí)際計(jì)算效果是根據(jù)各個(gè)zone大小所占內(nèi)存總大小的比例，而算出來(lái)的每個(gè)zone的min_free）

WMARK_LOW = WMARK_MIN * 5 / 4 + extra_free_kbytes

WMARK_HIGH = WMARK_MIN * 3 / 2

LRU(Least Recently Used)，近期最少使用鏈表，按照近期的使用情況排列，最少使用的存在鏈表末尾。每個(gè)zone有5個(gè)LRU鏈表：

? ? ? ? LRU_INACTIVE_ANON 非活動(dòng)匿名頁(yè)lru鏈表，PG_active=0

? ? ? ? LRU_ACTIVE_ANON 活動(dòng)匿名頁(yè)lru鏈表,PG_active=1

? ? ? ? LRU_INACTIVE_FILE? 非活動(dòng)文件頁(yè)lru鏈表，PG_active=0

? ? ? ? LRU_ACTIVE_FILE 活動(dòng)文件頁(yè)lru鏈表，PG_active=0

? ? ? ? LRU_UNEVICTABLE zone中所有禁止換出的頁(yè)

頁(yè)面回收時(shí)，優(yōu)先回收INACTIVE的頁(yè)面。

? ? ? ? 當(dāng)內(nèi)存塊被釋放時(shí)，算法首先會(huì)檢查它的伙伴是否存在，如果不存在，直接將內(nèi)存塊加入到對(duì)應(yīng)的鏈表中；如果存在，將兩個(gè)伙伴合并為一個(gè)更大的內(nèi)存塊，并繼續(xù)檢查該內(nèi)存塊的伙伴是否存在，如果存在，繼續(xù)向上合并，否則鏈入相應(yīng)的鏈表。

? ? ? ? slab緩存回收相對(duì)比較靈活，所有注冊(cè)到shrinker_list中的方法都會(huì)被執(zhí)行。內(nèi)核默認(rèn)針對(duì)每個(gè)文件系統(tǒng)都注冊(cè)了prune_super方法，這個(gè)函數(shù)用來(lái)回收文件系統(tǒng)中不再使用的dentry和inode緩存；android的lowmemorykiller機(jī)制注冊(cè)了選擇性殺死進(jìn)程的方法，回收進(jìn)程使用的內(nèi)存。

頁(yè)面回收具體流程見(jiàn)shrink_zone()。

內(nèi)存回收流程

? ? ? ? shink_zone()可以將某些頁(yè)面從active鏈表移到inactive鏈表，由shrink_active_list()實(shí)現(xiàn)的。接著從inactive鏈表中選定一定數(shù)目的頁(yè)面，將其放到一個(gè)臨時(shí)鏈表中，這由函數(shù)shrink_inactive_list()完成。該函數(shù)最終會(huì)調(diào)用shrink_page_list()去回收這些頁(yè)面。函數(shù)shrink_page_list()返回的是回收成功的頁(yè)面數(shù)目。函數(shù)shrink_slab()會(huì)遍歷shrinker鏈表，從而對(duì)所有注冊(cè)了shrinker函數(shù)的磁盤(pán)緩存進(jìn)行處理。

shrink_zone()函數(shù)的流程：

先從root_memcg開(kāi)始遍歷memcg：

? ? ? ? 1、獲取memcg的lru鏈表描述符lruvec

? ? ? ? 2、獲取memcg的swapiness（會(huì)影響掃描頁(yè)框的數(shù)量）

? ? ? ? 3、調(diào)用shrink_lruvec()對(duì)此memcg的lru鏈表進(jìn)行處理

shrink_lruvec()函數(shù)處理文件頁(yè)和匿名頁(yè)lru鏈表的流程為：

1. 調(diào)用get_scan_count()計(jì)算每個(gè)lru鏈表需要掃描的頁(yè)框數(shù)量，保存到nr數(shù)組中

2. 循環(huán)判斷nr數(shù)組中是否還有l(wèi)ru鏈表沒(méi)有掃描完成

? ? ? ? 以活動(dòng)匿名頁(yè)lru鏈表、非活動(dòng)匿名頁(yè)lru鏈表、活動(dòng)文件頁(yè)lru鏈表、非活動(dòng)文件頁(yè)lru鏈表的順序作為一輪掃描，每次每個(gè)lru鏈表掃描32個(gè)頁(yè)框，并且在nr數(shù)組中減去lru鏈表對(duì)應(yīng)掃描的數(shù)量，掃描過(guò)程中，調(diào)用shrink_list()

? ? ? 一輪掃描結(jié)束后判斷是否回收到了足夠頁(yè)框，沒(méi)有回收到足夠頁(yè)框則跳到 2 繼續(xù)循環(huán)判斷nr數(shù)組

? ? ? ? 已經(jīng)回收到了足夠頁(yè)框，當(dāng)nr數(shù)組有剩余時(shí)，判斷是否要對(duì)lru鏈表繼續(xù)掃描，如果要繼續(xù)掃描，則跳到2

3. 如果非活動(dòng)匿名頁(yè)lru鏈表中頁(yè)數(shù)量太少，則對(duì)活動(dòng)匿名頁(yè)進(jìn)行一個(gè)32個(gè)頁(yè)框的掃描

4. 如果太多臟頁(yè)正在進(jìn)行回寫(xiě)，則睡眠

shrink_list()在處理過(guò)程如下：

先判斷是否為活動(dòng)lru鏈表，如果是，判斷非活動(dòng)lru鏈表的頁(yè)數(shù)是否過(guò)少，過(guò)少就調(diào)用shrink_active_list()，否則調(diào)用shrink_inactive_list()處理非活動(dòng)鏈表：

活動(dòng)lru鏈表處理流程：

1、將本地cpu的lru緩存全部清空，將lru緩存的頁(yè)放到lru鏈表中，而其他CPU的則不處理

2、根據(jù)sc->may_writepage與sc->may_unmap從鏈表尾部選擇要隔離的頁(yè)

3、如果結(jié)點(diǎn)buffer_heads數(shù)量超過(guò)限制值，則會(huì)嘗試對(duì)掃描到的文件頁(yè)進(jìn)行buffer_heads的釋放，進(jìn)行釋放后的文件頁(yè)的page->_count--

4、將所有映射了隔離頁(yè)的頁(yè)表項(xiàng)Accessed都清0

5、將最近被訪問(wèn)過(guò)的代碼段的頁(yè)移動(dòng)到活動(dòng)lru鏈表頭部，其余頁(yè)都移動(dòng)到非活動(dòng)lru鏈表頭

6、將page->_count = 0的頁(yè)進(jìn)行釋放

? ? ? ? 非活動(dòng)lru鏈表處理流程與shrink_inactive_list()函數(shù)流程差不多，首先要求當(dāng)前CPU的所有l(wèi)ru緩存將頁(yè)放入到lru鏈表中，然后通過(guò)isolate_lru_pages()函數(shù)從活動(dòng)lru鏈表末尾掃描出符合要求的頁(yè)，這些頁(yè)會(huì)通過(guò)page->lru加入到page_list鏈表中，然后調(diào)用shrink_page_list()對(duì)這個(gè)page_list鏈表中的頁(yè)進(jìn)行回收處理，之后將page_list鏈表中剩余的頁(yè)放回到它們應(yīng)該放入到鏈表中。

shrink_page_list()主要邏輯：

1、如果頁(yè)面被鎖住了，放入繼續(xù)將頁(yè)面保留在inactive list中，后就再掃描到底時(shí)候再試圖回收這些page

2、如果回寫(xiě)控制結(jié)構(gòu)體標(biāo)記了不允許進(jìn)行unmap操作，將那些在pte表項(xiàng)中有映射到頁(yè)面保留在inactive list中。

3、對(duì)于正在回寫(xiě)中的頁(yè)面，如果是同步操作，等待頁(yè)面回寫(xiě)完成。如果是異步操作，將page繼續(xù)留在inactive list中，等待以后掃描再回收釋放。

4、如果檢查到page又被訪問(wèn)了，這個(gè)時(shí)候page有一定的機(jī)會(huì)回到active list鏈表中。必須滿足

? ? a. page被訪問(wèn)，page_referenced檢查

? ? b. order小于3，也就是系統(tǒng)趨向于回收較大的頁(yè)面。對(duì)于較小的頁(yè)面 趨向于保留在active list中

? ? c. page_mapping_inuse檢查

5、如果是匿名頁(yè)面，并且不在swap緩沖區(qū)中，將page加入到swap的緩沖區(qū)

6、如果頁(yè)面被映射了，調(diào)用unmap函數(shù)

7、如果頁(yè)面是臟頁(yè)，需要向?qū)㈨?yè)面內(nèi)容換出，調(diào)用pateout

8、如果頁(yè)面和buffer相關(guān)聯(lián)，將buffer釋放掉，調(diào)用try_to_release_page函數(shù)，調(diào)用__remove_mapping 將頁(yè)面回收歸還伙伴系統(tǒng)

為何需要文件系統(tǒng)？手機(jī)主流文件系統(tǒng)概況（f2fs/ext4）

文件系統(tǒng)：

? ? ? ? Linux以文件的形式對(duì)計(jì)算機(jī)中的數(shù)據(jù)和硬件資源進(jìn)行管理，也就是徹底的一切皆文件，反映在Linux的文件類(lèi)型上就是：普通文件、目錄文件（也就是文件夾）、設(shè)備文件、鏈接文件、管道文件、套接字文件（數(shù)據(jù)通信的接口）等等。而這些種類(lèi)繁多的文件被Linux使用目錄樹(shù)進(jìn)行管理， 所謂的目錄樹(shù)就是以根目錄（/）為主，向下呈現(xiàn)分支狀的一種文件結(jié)構(gòu)。不同于純粹的ext2之類(lèi)的文件系統(tǒng)，我把它稱為文件體系，一切皆文件和文件目錄樹(shù)的資源管理方式一起構(gòu)成了Linux的文件系統(tǒng)，讓Linux操作系統(tǒng)可以方便使用系統(tǒng)資源。

手機(jī)主流文件系統(tǒng)概況：

? ? ? ? 文件系統(tǒng)的作用是確定如何在本地存儲(chǔ)中存儲(chǔ)和檢索數(shù)據(jù)。Android操作系統(tǒng)通常使用ext4文件系統(tǒng)，相較于前代ext3文件系統(tǒng)，ext4能快速更新文件存儲(chǔ)。

ext4:

? ? ? ? ext4文件系統(tǒng)從ext3/ext2文件系統(tǒng)繼承發(fā)展而來(lái)，ext4相較于前代，Ext4的文件系統(tǒng)容量達(dá)到1EB，而文件容量則達(dá)到16TB；采用新的數(shù)據(jù)分配方式（持久性預(yù)分配、延時(shí)分配、多塊分配）以及在線碎片整理來(lái)減少磁盤(pán)碎片化，此外還增加了元數(shù)據(jù)校驗(yàn)和，改進(jìn)了時(shí)間戳和快速文件檢查等功能。常用作存放系統(tǒng)文件，這種IO讀寫(xiě)少的。

主要屬性介紹：

Superblock:超級(jí)塊，一個(gè)文件系統(tǒng)有一個(gè)，每個(gè)塊組也會(huì)包含超級(jí)塊的副本。含有文件系統(tǒng)的屬性和接口：

? ? 屬性：文件系統(tǒng)的一些參數(shù)；

? ? 接口：mount和umount接口等。

Inode：每個(gè)文件（包括文件夾）都有一個(gè)Inode，含有文件的屬性和文件屬性的接口。

? ? 屬性：文件名，創(chuàng)建時(shí)間，修改時(shí)間，訪問(wèn)權(quán)限，文件保存的LBA等；

? ? 接口：創(chuàng)建，刪除文件夾等。

Dentry ：每個(gè)目錄都有一個(gè)，用來(lái)方便目錄查找等。訪問(wèn)文件的時(shí)候，用戶傳遞文件路徑，VFS通過(guò)Hash樹(shù)查找的方法直接通過(guò)路徑查到最終Dentry，并找到inode，通過(guò)hash查找，最快一次就能找到，不需要逐級(jí)查找。

? ? 屬性：目錄名等；

? ? 接口：查找文件路徑等。

File ：對(duì)文件進(jìn)行操作的接口，常用于讀寫(xiě)操作。

? ? 屬性：文件鎖，當(dāng)前訪問(wèn)的偏移地址等；

? ? 接口：fopen，fclose，fwrite，fread，fsync，異步讀寫(xiě)等。

inode bitmap：標(biāo)簽分布表，表示標(biāo)簽表inode table哪些條目是占用的，用一個(gè)bit是0或者1表示空或者非空。

block bitmap：盒子分布表，表示哪些盒子里面有數(shù)據(jù)，用一個(gè)bit是0或者1表示空或者非空

For example：

查找文件 example:/root/test/a.txt

（一）通過(guò)內(nèi)核找到根目錄/的inode

1、根據(jù)根目錄/的inode，到inode table中找到根目錄/的塊指針

2、通過(guò)塊指針找到根目錄/的數(shù)據(jù)塊，根據(jù)其中的數(shù)據(jù)找到下級(jí)目錄/root/對(duì)應(yīng)的inode

3、根據(jù)/root/對(duì)應(yīng)的inode，到inode table中找到目錄/root/的元數(shù)據(jù)及塊指針

4、通過(guò)塊指針找到存放目錄/root/的數(shù)據(jù)塊，根據(jù)其中數(shù)據(jù)找到/root/test/目錄對(duì)應(yīng)的inode

5、根據(jù)/root/test/目錄對(duì)應(yīng)的inode，到inode table中找到目錄/root/test/的元數(shù)據(jù)及塊指針

6、通過(guò)塊指針找到存放目錄/root/test/的數(shù)據(jù)塊，根據(jù)其中數(shù)據(jù)找到文件/root/test/a.txt對(duì)應(yīng)的inode

7、根據(jù)文件/root/test/a.txt對(duì)應(yīng)的inode到inode table中找到文件/root/test/a.txt的元數(shù)據(jù)及塊指針

8、通過(guò)塊指針找到存放文件/root/test/a.txt的數(shù)據(jù)塊

II.創(chuàng)建文件 example:/root/test/b.txt

1、掃描inode bitmap，找到一個(gè)空閑的inode，將其標(biāo)記為占用，獲取其對(duì)應(yīng)的inode number

2、查找目錄/root/test/的數(shù)據(jù)（過(guò)程參考I），并在其中添加一條目錄項(xiàng)（dirent）記錄，文件名為/root/test/b.txt，inode number在步驟1中已經(jīng)獲得

3、根據(jù)inode number，在inode table中找到該inode，記錄文件/root/test/b.txt的部分元數(shù)據(jù)，如inode number、權(quán)限等等

4、掃描block bitmap，找到可分配的空閑塊，標(biāo)記為占用，并在文件/root/test/b.txt的元數(shù)據(jù)中記錄塊指針

5、在數(shù)據(jù)塊中寫(xiě)入文件數(shù)據(jù)。

III.刪除文件 example:/root/test/c.txt

1、查找文件/root/test/c.txt使用的元數(shù)據(jù)信息（過(guò)程參考I）

2、查找目錄/root/test/的數(shù)據(jù)（過(guò)程參考I），并刪除文件/root/test/c.txt的目錄項(xiàng)（dirent）記錄

3、修改文件/root/test/c.txt的元數(shù)據(jù)，將其鏈接數(shù)-1

4、如果此時(shí)文件/root/test/c.txt的鏈接數(shù)≤0，掃描block bitmap，將分配給文件的塊節(jié)點(diǎn)標(biāo)記為空閑

5、如果此時(shí)文件/root/test/c.txt的鏈接數(shù)≤0，掃描inode bitmap，將其中對(duì)應(yīng)的節(jié)點(diǎn)標(biāo)記為空閑

f2fs：

? ? ? ? f2fs全名為“Flash Friendly File System”這是一種專門(mén)為閃存而生的，較為新型的支持Linux內(nèi)核的文件系統(tǒng)。最早是由三星在2012年研發(fā)設(shè)計(jì)的，其目的就是為了更好的適應(yīng) NAND 一類(lèi)的閃存設(shè)備（例如固態(tài)硬盤(pán)、eMMC和SD卡等），在f2fs中三星應(yīng)用了日志結(jié)構(gòu)檔案系統(tǒng)的概念，使它更適合用于儲(chǔ)存設(shè)備。f2fs的優(yōu)勢(shì)通俗來(lái)說(shuō)就是小文件的傳輸速率變快了。不過(guò)問(wèn)題也很明顯，將相同文件存儲(chǔ)到f2fs文件格式下相較于ext4會(huì)占用1.1倍到1.5倍的空間。

? ? ? ? f2fs選擇 log-structured文件系統(tǒng)方案，并使之更加適應(yīng)新的存儲(chǔ)介質(zhì)(NAND)。同時(shí)，修復(fù)了舊式日志結(jié)構(gòu)文件系統(tǒng)的一些已知問(wèn)題，如wandering tree 的滾雪球效應(yīng)和高清理開(kāi)銷(xiāo)。

? ? ? ? 根據(jù)內(nèi)部幾何結(jié)構(gòu)和閃存管理機(jī)制(FTL)，閃存存儲(chǔ)設(shè)備有很多不同的屬性，所以F2FS的設(shè)計(jì)者增加了多種參數(shù)，不僅用于配置磁盤(pán)布局，還可以選擇分配和清理算法，優(yōu)化性能(并行IO提高性能)。

ION內(nèi)存概述

? ? ? ? ION是Google在Android4.0以后，為了解決內(nèi)存碎片管理而引入的通用內(nèi)存管理器。用戶空間、內(nèi)核驅(qū)動(dòng)均可以使用ION分配內(nèi)存，除此之外，ION也提供多個(gè)Client之間共享內(nèi)存。SurfaceFlinger/Camera/Audio都常使用ION。

從2^8次方內(nèi)存開(kāi)始分配，一次就是1M。沒(méi)有的話就是2^4，然后是2^0。本身有池

android S開(kāi)始采用DMA_BUF替換ION，主要是為了讓kernel社區(qū)接納ion維護(hù)...其他變化不大

zsmalloc 用于內(nèi)核內(nèi)存壓縮

dma_alloc_coherent DMA內(nèi)存分配N(xiāo)個(gè)pages，目前kernel實(shí)現(xiàn)是從CMA中分配，物理連續(xù)