在linux内核当中，分配内存是常有的事情，许多的内核数据结构都需要动态建立，这就需要分配内存，如果当下没有可用内存的话，内存分配函数是返回 NULL，还是睡眠等待呢？这其实是两种策略，答案也是非常简单，当当前的执行环境不允许睡眠的时候就不能睡眠，比如说中断，当前可以睡眠的时候就可以睡眠等待，比如进程的系统调用或缺页异常处理中，基于以上不同的策略，内核专门为内存分配函数提供了flag参数，它们都是以GFP_打头的参数，可以参考 内核代码。最终都要进入__alloc_pages：
struct page * fastcall __alloc_pages(unsigned int gfp_mask, unsigned int order, struct zonelist *zonelist)
{
const int wait = gfp_mask & __GFP_WAIT;
unsigned long min;
struct zone **zones, *z;
struct page *page;
struct reclaim_state reclaim_state;
struct task_struct *p = current;
int i;
int alloc_type;
int do_retry;
int can_try_harder; //这个can_try_harder很重要，见下面初始化
might_sleep_if(wait);
can_try_harder = (unlikely(rt_task(p)) && !in_interrupt()) || !wait;
zones = zonelist->zones; /* the list of zones suitable for gfp_mask */
if (unlikely(zones[0] == NULL)) {
return NULL;
}
alloc_type = zone_idx(zones[0]);
for (i = 0; (z = zones[i]) != NULL; i++) {
min = z->pages_low + (1<protection[alloc_type];
if (z->free_pages < min)
continue;
page = buffered_rmqueue(z, order, gfp_mask);
if (page)
goto got_pg;
}
for (i = 0; (z = zones[i]) != NULL; i++)
wakeup_kswapd(z); //这个wakeup并不能引起进程切换，稍后解释
for (i = 0; (z = zones[i]) != NULL; i++) { //常规分配，逐渐加大强度
min = z->pages_min;
if (gfp_mask & __GFP_HIGH)
min /= 2;
if (can_try_harder) //can_try_harder影响着内存分配是否在本zone进行
min -= min / 4;
min += (1<protection[alloc_type];
if (z->free_pages < min) //满足一定条件才进入下面的buffered_rmqueue实际分配，这对于保证空闲页面在一定范围内是很重要的。
continue;
page = buffered_rmqueue(z, order, gfp_mask);
if (page)
goto got_pg;
}
if ((p->flags & (PF_MEMALLOC | PF_MEMDIE)) && !in_interrupt()) {//特权分配，没有强度限制
for (i = 0; (z = zones[i]) != NULL; i++) {
page = buffered_rmqueue(z, order, gfp_mask);
if (page)
goto got_pg;
}
goto nopage;
}
if (!wait) //如果不能睡眠等待，比如在中断中，则直接退出此次分配
goto nopage;
rebalance: //平衡内存
p->flags |= PF_MEMALLOC;
reclaim_state.reclaimed_slab = 0;
p->reclaim_state = &reclaim_state;
try_to_free_pages(zones, gfp_mask, order); //这个函数中有显式的睡眠
p->reclaim_state = NULL;
p->flags &= ~PF_MEMALLOC;
for (i = 0; (z = zones[i]) != NULL; i++) {
min = z->pages_min;
if (gfp_mask & __GFP_HIGH)
min /= 2;
if (can_try_harder)
min -= min / 4;
min += (1<protection[alloc_type];
if (z->free_pages < min)
continue;
page = buffered_rmqueue(z, order, gfp_mask);
if (page)
goto got_pg;
}
do_retry = 0;
if (!(gfp_mask & __GFP_NORETRY)) {
if ((order <= 3) || (gfp_mask & __GFP_REPEAT))
do_retry = 1;
if (gfp_mask & __GFP_NOFAIL)
do_retry = 1;
}
if (do_retry) {
blk_congestion_wait(WRITE, HZ/50);
goto rebalance;
}
nopage:
if (!(gfp_mask & __GFP_NOWARN) && printk_ratelimit()) {
printk(KERN_WARNING "%s: page allocation failure."
" order:%d, mode:0x%x/n",
p->comm, order, gfp_mask);
dump_stack();
}
return NULL;
got_pg:
zone_statistics(zonelist, z);
kernel_map_pages(page, 1 << order, 1);
return page;
}
上 述函数中有wakeup_kswapd调用，不管能否睡眠都回调用它，如果你认为它会导致进程切换会导致内存分配进程的睡眠，那么你就大错特错了，wakeup操作只是设置了TF_NEED_RESCHED标志，虽然有了调度请求，可以调度点的验证却无法通过，在中断或原子上下文，进程的 preempt标志为非0，而只有它为0的时候才会通过调度点的验证实际发生进程切换，实际上在中断中会有很多wakeup的发生，很多进程都是在中断中 被wakup的，真正会发生睡眠的是在try_to_free_pages函数中，该函数中可能要调用blk_congestion_wait，而 blk_congestion_wait则会毫不犹豫地进入睡眠，因此页面分配标志中如果没有_GFP_WAIT标志，根本就无法进入 try_to_free_pages，从而也不会睡眠，反之，一旦设置了该标志便会有可能进入睡眠。我们来看看vmalloc函数会不会睡眠：
void *vmalloc(unsigned long size)
{
return __vmalloc(size, GFP_KERNEL | __GFP_HIGHMEM, PAGE_KERNEL);
}
#define GFP_KERNEL (__GFP_WAIT | __GFP_IO | __GFP_FS)
结果很显然，我就不说了，而kmalloc和get_free_pages是可以自己设置标志把握策略的，因此在中断中不要调用vmalloc来分配内存。