分区页分配与保留预算

空闲不是一个可任意挪用的大水桶 ​

MEM-16的新快照有D区 $[0,4)$ 和G区 $[4,16)$。D能被一台受限设备直接寻址；G不能。一般CPU请求两区都能用，尝试顺序为G、D。D区适用范围更窄，所以普通请求优先用G，避免把设备唯一可用的地方提前耗尽。

本次初态为 $F_D=4,F_G=6$，其余6个G页已分配；普通请求两区均保留2页。除了后面特别说明的设备请求，所有分配都受预算限制。这里刻意按单页或若干独立页批量分配，假定所需单页可用，先隔离区域政策；没有暗中宣称G区的6个空闲页连续。

“保留2页”不是让2个固定页号永远封存，而是普通请求完成后不能让该区空闲数跌破2。设备的例外请求可以使用当时仍空闲的任意合格D页。若想用静态页号划出紧急池，那是另一种表示方式，也要明确它何时补充、谁能使用。

逐项扣账，直到有空闲也不能给 ​

第四个普通请求被拒绝时，系统仍有4页空闲。拒绝的证据不是内存已用尽，而是所有合格区都碰到了当前政策底线。最后设备请求成功，也不是推翻前一次结论：它的预算权限不同，但区域资格仍然严格。

如果设备随后还要1页，即使G有2页空闲也会失败，因为D为0。若把该请求悄悄回退到G，表面上所有权与计数都对，设备却无法使用所得页。资源分配的安全条件因此不止“别分配两次”，还包括“分配到的东西满足调用者合同”。

连续性是另一条失败理由 ​

把一个新快照改成G有4个空闲单页，分散在已占用页之间；普通预算为2。一次需要连续2页的请求满足 $4-2\ge 2$，仍可能没有任何可交付块。相反，有一个完整2页块，却扣完会穿越预算，也不能按本政策交付。错误诊断会把两个问题都叫“内存不够”，从而误选修复方法。

回收可以增加空闲数量，但不保证增加目标order的块；压实可以改善连续形状，但受不可移动页限制。等待、回收、压实和失败返回，都应由请求所处上下文决定。不能睡眠的路径不能为了拿一页就无条件等待磁盘I/O；此时预算存在也不保证所有请求都成功。

水位把后台准备与紧迫处理分开 ​

可在教学预算之外再设两个后台控制阈值：空闲低于 $L$ 时启动准备工作，恢复到 $H>L$ 时停止。不同开关阈值避免空闲数围绕同一值上下波动时频繁启停。阈值本身不创造页框；准备工作必须真的释放可回收页，或完成必要写回。

Linux文档将区域水位与低区保留机制分别列出：通常低于low会唤醒回收线程，min附近可能走直接回收或压实；high以及内存分层模式的promo参与停止条件。lowmem_reserve又用于保护较受限区域。它们作用相关，但不能把本页一个 $R_z$ 硬底线当作这些字段的逐项实现，也不能从文档里一个阈值推出任何版本都绝对相同的拒绝行为。

诊断时保留失败原因 ​

一份有用的分配日志应记录所需页数与order、允许区、实际尝试次序、该区空闲数、预算权限，以及形状检查结果。这样才能区分“总量不足”“资格不符”“保留政策阻止”“缺少连续块”。把所有失败压成一个总空闲数字，会丢掉决定下一步的信息。

若内存还分布在不同处理器附近，区域资格与位置成本可以同时出现。NUMA放置理路NUMA内存位置与迁移成本NUMA memory placement · First-touch allocation · NUMA page migration把页框所有权与节点距离分开，计算首次实际触页的放置、优先和绑定策略，以及线程位置变化下迁移页内容的回本门槛。会增加节点选择，但不会取消本页的资格检查。先确定哪些区域合法，再在合法选择中比较距离，才能避免用性能偏好覆盖硬约束。