NUMA内存位置与迁移成本

第一次真正取页，才决定初始位置 ​

在本页的按需匿名分配模型中，预留虚地址时不立即取物理页。线程第一次写入某页触发实际分配，若采用本地优先且有合格空间，就从当时执行CPU附近的节点拿页。这种first-touch说的是触发实际分配的访问；只读共享零页、文件映射或已有驻留页不必遵循这条简化轨迹。

假设一个初始化线程在N0依次写满8页，然后N1上的工作线程反复计算。按照上述合同，初始页全在N0，后续计算会访问远端。若让两节点的工作线程分别首次写入自己将长期使用的4页，则可在两边各放4页。实际收益还取决于任务分工能否持续、线程是否迁移及页面是否共享。

程序调用分配函数的那个时刻，未必就是所有物理页的首次分配时刻。若库已经复用了旧页，或系统提前分配，后来再写并不会重新选节点。因此解释first-touch实验，需要确认初态，而不是只看代码中谁调用了分配函数。

同一CPU位置下，迁移要用多少次访问偿还 ​

一页当前在N0，此后线程固定在N1。把它迁到N1一次需8000单位，之后每次访问从180降到100。若未来还有 $m$ 次访问，不迁移成本为 $180m$，迁移成本为 $8000+100m$。迁移严格更便宜当且仅当

所以整数访问次数至少101。恰好100次时两者都为18000，只是打平；99次时迁移仍亏80。只报“访问很多次值得迁”不如把一次成本和每次收益放进同一单位里核算。

如果另一半访问来自原节点 ​

现在不再假设全部访问来自N1。未来 $m$ 次中，有比例 $\alpha$ 从N1发出，其余从N0发出。保持在N0时，每次平均成本为 $100+80\alpha$；迁到N1后为 $180-80\alpha$。不计迁移费的每次净节省为

当 $\alpha =3/4$ 时，每次只省40。条件变成 $40m>8000$，即 $m>200$；若精确要求总次数里恰有四分之三来自N1，则m还必须为4的倍数，最小可实现整数轨迹为204次，来自N1的153次和N0的51次。若 $\alpha$ 仅表示独立访问位置的概率，则201次在期望成本上已有正收益，两种说法的样本合同不同。

若 $\alpha =1/2$，两种放置的平均访问成本相同，迁移只增加费用；若小于1/2，迁到N1还会使访问本身更贵。一次短采样里“最近大都在N1”不是未来比例的保证，反复追逐短时热点可能把收益全部花在来回迁移上。

位置偏好与合法节点集 ​

设N1暂时没有合格空闲页。本地优先政策可以尝试N1，失败后退到N0；严格只允许N1的绑定政策则不能通过远端回退来满足请求。前者获得较贵但合法的页，后者可能等待、回收或失败。两种接口向调用者承诺的内容不同。

分区与保留预算理路分区页分配与保留预算Page allocation zones · Zone watermarks · 分区水位将页框分配拆成区域资格、形状可用性与保留预算三个检查，追踪普通请求和受限设备请求，并区分教学阈值与实际系统水位。可作为每个候选节点内部的资格检查工具。距离最近的节点若没有设备可寻址的区、没有所需连续块，或不允许动用保留页，也不能仅凭“本地更快”就使用。节点位置和区的访问约束是可以同时存在的两层属性。

Linux的NUMA策略文档将MPOL_PREFERRED与MPOL_BIND明确区分：前者允许在偏好失败后寻找其他节点，后者把分配限制在给定集合中。实际还受cpuset及具体映射类型等约束。这里引用它们说明合同差异，不把两节点教学例子当完整内核策略实现。

页迁移需要保住内容和映射 ​

把N0页复制到N1空帧后，不能立即把旧帧交给别人。若另一个线程仍持有旧TLB翻译，它可能继续向旧帧写入，使副本落后甚至破坏新的所有者。实际迁移要协调并发访问、复制时机、页表更新和相关翻译失效，只有旧引用都不能再使用后才回收旧帧。

只读共享页也不代表可无条件随意复制：新增副本改变驻留量与映射管理。可写共享页若存在多个独立副本，还需要额外的一致性合同。本页只迁移同一逻辑页的物理位置，不引入复制协议。

数据缓存一致性保证相关访问观察到应有的数据变化，并不承诺访问成本均匀。一个跨节点共享的频繁写变量可以逻辑上完全正确，却仍因数据移动或争用变慢。要研究这种行为，需要扩展当前忽略缓存的100/180模型。

把决定写成可推翻的预测 ​

一份放置建议应同时说明当前页位置、未来CPU位置分布、预计剩余访问次数、一次迁移代价与可用目标帧。之后若线程被重新调度、任务进入新阶段或迁移耗时高于估计，原收益判断应重新计算。指针地址和进程名称不包含这些信息。

整个MEM-16单元的终点见容量、连续性与局部性练习：分别判断数量、形状、资格、驻留、翻译和位置，给每个结论附上能复算的轨迹或不等式。它们都影响“内存表现”，但需要不同证据。