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虚拟地址、物理地址、逻辑地址、线性地址

虚拟地址又叫线性地址。linux没有采用分段机制，所以逻辑地址和虚拟地址（线性地址）（在用户态，内核态逻辑地址专指下文说的线性偏移前的地址）是一个概念。物理地址自不必提。内核的虚拟地址和物理地址，大部分只差一个线性偏移量。用户空间的虚拟地址和物理地址则采用了多级页表进行映射，但仍称之为线性地址。

DMA/HIGH_MEM/NROMAL 分区

在x86结构中，Linux内核虚拟地址空间划分0~3G为用户空间，3~4G为内核空间(注意，内核可以使用的线性地址只有1G)。内核虚拟空间（3G~4G）又划分为三种类型的区：

ZONE_DMA 3G之后起始的16MB

ZONE_NORMAL 16MB~896MB

ZONE_HIGHMEM 896MB ~1G

由于内核的虚拟和物理地址只差一个偏移量：物理地址 = 逻辑地址 – 0xC0000000。所以如果1G内核空间完全用来线性映射，显然物理内存也只能访问到1G区间，这显然是不合理的。HIGHMEM就是为了解决这个问题，专门开辟的一块不必线性映射，可以灵活定制映射，以便访问1G以上物理内存的区域。从网上扣来一图，

高端内存的划分，又如下图，

内核直接映射空间 PAGE_OFFSET~VMALLOC_START，kmalloc和__get_free_page()分配的是这里的页面。二者是借助slab分配器，直接分配物理页再转换为逻辑地址（物理地址连续）。适合分配小段内存。此区域 包含了内核镜像、物理页框表mem_map等资源。

内核动态映射空间 VMALLOC_START~VMALLOC_END，被vmalloc用到，可表示的空间大。

内核永久映射空间 PKMAP_BASE ~ FIXADDR_START，kmap

内核临时映射空间 FIXADDR_START~FIXADDR_TOP，kmap_atomic

伙伴算法和slab分配器

伙伴Buddy算法解决了外部碎片问题.内核在每个zone区管理着可用的页面，按2的幂级（order）大小排成链表队列，存放在free_area数组。

具体buddy管理基于位图，其分配回收页面的算法描述如下，

buddy算法举例描述:

假设我们的系统内存只有16个页面RAM。因为RAM只有16个页面，我们只需用四个级别（orders）的伙伴位图（因为最大连续内存大小为16个页面），如下图所示。

order（0）bimap有8个bit位（页面最多16个页面，所以16/2） order（1）bimap有4个bit位（order（0）bimap有8个bit位，所以8/2）； 也就是order（1）第一块由两个页框page1 与page2组成与order（1）第2块由两个页框page3 与page4组成，这两个块之间有一个bit位 order（2）bimap有2个bit位（order（1）bimap有4个bit位，所以4/2） order（3）bimap有1个bit位（order（2）bimap有4个bit位，所以2/2） 在order（0），第一个bit表示开始的2个页面，第二个bit表示接下来的2个页面，以此类推。因为页面4已分配，而页面5空闲，故第三个bit为1。 同样在order（1）中，bit3是1的原因是一个伙伴完全空闲（页面8和9），和它对应的伙伴（页面10和11）却并非如此，故以后回收页面时，可以合并。

分配过程

当我们需要order（1）的空闲页面块时，则执行以下步骤：

1、初始空闲链表为： order(0): 5, 10 order(1): 8 [8,9] order(2): 12 [12,13,14,15] order(3): 2、从上面空闲链表中，我们可以看出，order（1）链表上，有一个空闲的页面块，把它分配给用户，并从该链表中删除。 3、当我们再需要一个order（1）的块时，同样我们从order（1）空闲链表上开始扫描。 4、若在order（1）上没有空闲页面块，那么我们就到更高的级别（order）上找，order（2）。 5、此时（order（1）上没有空闲页面块）有一个空闲页面块，该块是从页面12开始。该页面块被分割成两个稍微小一些order（1）的页面块，[12，13]和[14，15]。[14，15]页面块加到order（1）空闲链表中，同时[12，13]页面块返回给用户。 6、最终空闲链表为： order(0): 5, 10 order(1): 14 [14,15] order(2): order(3):

回收过程

当我们回收页面11（order 0）时，则执行以下步骤：

1、找到在order（0）伙伴位图中代表页面11的位，计算使用下面公示： index = page_idx >> (order + 1) = 11 >> (0 + 1) = 5 2、检查上面一步计算位图中相应bit的值。若该bit值为1，则和我们临近的，有一个空闲伙伴。Bit5的值为1（注意是从bit0开始的，Bit5即为第6bit），因为它的伙伴页面10是空闲的。 3、现在我们重新设置该bit的值为0，因为此时两个伙伴（页面10和页面11）完全空闲。 4、我们将页面10，从order（0）空闲链表中摘除。 5、此时，我们对2个空闲页面（页面10和11，order（1））进行进一步操作。 6、新的空闲页面是从页面10开始的，于是我们在order（1）的伙伴位图中找到它的索引，看是否有空闲的伙伴，以进一步进行合并操作。使用第一步中的计算公司，我们得到bit 2（第3位）。 7、Bit 2（order（1）位图）同样也是1，因为它的伙伴页面块（页面8和9）是空闲的。 8、重新设置bit2（order（1）位图）的值，然后在order（1）链表中删除该空闲页面块。 9、现在我们合并成了4页面大小（从页面8开始）的空闲块，从而进入另外的级别。在order（2）中找到伙伴位图对应的bit值，是bit1，且值为1，需进一步合并（原因同上）。 10、从oder（2）链表中摘除空闲页面块（从页面12开始），进而将该页面块和前面合并得到的页面块进一步合并。现在我们得到从页面8开始，大小为8个页面的空闲页面块。 11、我们进入另外一个级别，order（3）。它的位索引为0，它的值同样为0。这意味着对应的伙伴不是全部空闲的，所以没有再进一步合并的可能。我们仅设置该bit为1，然后将合并得到的空闲页面块放入order（3）空闲链表中。 12、最终我们得到大小为8个页面的空闲块，

buddy避免内部碎片的努力

物理内存的碎片化一直是Linux操作系统的弱点之一，尽管已经有人提出了很多解决方法，但是没有哪个方法能够彻底的解决，memory buddy分配就是解决方法之一。 我们知道磁盘文件也有碎片化问题，但是磁盘文件的碎片化只会减慢系统的读写速度，并不会导致功能性错误，而且我们还可以在不影响磁盘功能的前提的下，进行磁盘碎片整理。而物理内存碎片则截然不同，物理内存和操作系统结合的太过于紧密，以至于我们很难在运行时，进行物理内存的搬移（这一点上，磁盘碎片要容易的多；实际上mel gorman已经提交了内存紧缩的patch，只是还没有被主线内核接收）。 因此解决的方向主要放在预防碎片上。在2.6.24内核开发期间，防止碎片的内核功能加入了主线内核。在了解反碎片的基本原理前，先对内存页面做个归类：

不可移动页面 unmoveable：在内存中位置必须固定，无法移动到其他地方，核心内核分配的大部分页面都属于这一类。

可回收页面 reclaimable：不能直接移动，但是可以回收，因为还可以从某些源重建页面，比如映射文件的数据属于这种类别，kswapd会按照一定的规则，周期性的回收这类页面。

可移动页面 movable：可以随意的移动。属于用户空间应用程序的页属于此类页面，它们是通过页表映射的，因此我们只需要更新页表项，并把数据复制到新位置就可以了，当然要注意，一个页面可能被多个进程共享，对应着多个页表项。

防止碎片的方法就是把这三类page放在不同的链表上，避免不同类型页面相互干扰。考虑这样的情形，一个不可移动的页面位于可移动页面中间，那么我们移动或者回收这些页面后，这个不可移动的页面阻碍着我们获得更大的连续物理空闲空间。

每个zone区都有一个自己的失活净页面队列，与此对应的是两个跨zone的全局队列，失活脏页队列 和 活跃队列。这些队列都是通过page结构的lru指针链入的。

思考：失活队列的意义是什么(见)?内核源代码情景分析>

slab分配器：解决内部碎片问题

内核通常依赖于对小对象的分配，它们会在系统生命周期内进行无数次分配。slab 缓存分配器通过对类似大小（远小于1page）的对象进行缓存而提供这种功能，从而避免了常见的内部碎片问题。此处暂贴一图，关于其原理，常见参考文献3。很显然，slab机制是基于buddy算法的，前者是对后者的细化。

页面回收/侧重机制

页面回收简述

有页面分配，就会有页面回收。页面回收的方法大体上可分为两种：

一是主动释放。就像用户程序通过free函数释放曾经通过malloc函数分配的内存一样，页面的使用者明确知道页面什么时候要被使用，什么时候又不再需要了。 上面提到的前两种分配方式，一般都是由内核程序主动释放的。对于直接从伙伴系统分配的页面，这是由使用者使用free_pages之类的函数主动释放的，页面释放后被直接放归伙伴系统；从slab中分配的对象（使用kmem_cache_alloc函数），也是由使用者主动释放的（使用kmem_cache_free函数）。

另一种页面回收方式是通过linux内核提供的页框回收算法（PFRA）进行回收。页面的使用者一般将页面当作某种缓存，以提高系统的运行效率。缓存一直存在固然好，但是如果缓存没有了也不会造成什么错误，仅仅是效率受影响而已。页面的使用者不明确知道这些缓存页面什么时候最好被保留，什么时候最好被回收，这些都交由PFRA来关心。

简单来说，PFRA要做的事就是回收这些可以被回收的页面。为了避免系统陷入页面紧缺的困境，PFRA会在内核线程中周期性地被调用运行。或者由于系统已经页面紧缺，试图分配页面的内核执行流程因为得不到需要的页面，而同步地调用PFRA。

上面提到的后两种分配方式，一般是由PFRA来进行回收的（或者由类似删除文件、进程退出、这样的过程来同步回收）。

PFRA回收一般页面

而对于上面提到的前两种页面分配方式（直接分配页面和通过slab分配对象），也有可能需要通过PFRA来回收。

页面的使用者可以向PFRA注册回调函数（使用register_shrink函数）。然后由PFRA在适当的时机来调用这些回调函数，以触发对相应页面或对象的回收。

其中较为典型的是对dentry的回收。dentry是由slab分配的，用于表示虚拟文件系统目录结构的对象。在dentry的引用记数被减为0的时候，dentry并不是直接被释放，而是被放到一个LRU链表中缓存起来，便于后续的使用。

而这个LRU链表中的dentry最终是需要被回收的，于是虚拟文件系统在初始化时，调用register_shrinker注册了回收函数shrink_dcache_memory。

系统中所有文件系统的超级块对象被存放在一个链表中，shrink_dcache_memory函数扫描这个链表，获取每个超级块的未被使用dentry的LRU，然后从中回收一些最老的dentry。随着dentry的释放，对应的inode将被减引用，也可能引起inode被释放。

inode被释放后也是放在一个未使用链表中，虚拟文件系统在初始化时还调用register_shrinker注册了回调函数shrink_icache_memory，用来回收这些未使用的inode，从而inode中关联的磁盘高速缓存也将被释放。

另外，随着系统的运行，slab中可能会存在很多的空闲对象（比如在对某一对象的使用高峰过后）。PFRA中的cache_reap函数就用于回收这些多余的空闲对象，如果某些空闲的对象正好能够还原成一个页面，则这个页面可以被释放回伙伴系统；

cache_reap函数要做的事情说起来很简单。系统中所有存放对象池的kmem_cache结构连成一个链表，cache_reap函数扫描其中的每一个对象池，然后寻找可以回收的页面，并将其回收。（当然，实际的过程要更复杂一点。）

关于内存映射

前面说到，磁盘高速缓存和内存映射一般由PFRA来进行回收。PFRA对这两者的回收是很类似的，实际上，磁盘高速缓存很可能就被映射到了用户空间。下面简单对内存映射做一些介绍：

内存映射分为文件映射和匿名映射

文件映射是指代表这个映射的vma对应到一个文件中的某个区域。这种映射方式相对较少被用户态程序显式地使用，用户态程序一般习惯于open一个文件、然后read/write去读写文件。

而实际上，用户程序也可以使用mmap系统调用将一个文件的某个部分映射到内存上（对应到一个vma），然后以访存的方式去读写文件。尽管用户程序较少这样使用，但是用户进程中却充斥着这样的映射：进程正在执行的可执行代码（包括可执行文件、lib库文件）就是以这样的方式被映射的。

实际上，文件映射是将文件的磁盘高速缓存中的页面直接映射到了用户空间（可见，文件映射的页面是磁盘高速缓存页面的子集），用户可以0拷贝地对其进行读写。而使用read/write的话，则会在用户空间的内存和磁盘高速缓存间发生一次拷贝。

匿名映射相对于文件映射，代表这个映射的vma没有对应到文件。对于用户空间普通的内存分配（堆空间、栈空间），都属于匿名映射。 显然，多个进程可能通过各自的文件映射来映射到同一个文件上（比如大多数进程都映射了libc库的so文件）；那匿名映射呢？实际上，多个进程也可能通过各自的匿名映射来映射到同一段物理内存上，这种情况是由于fork之后父子进程共享原来的物理内存（copy-on-write）而引起的。

文件映射又分为共享映射和私有映射。私有映射时，如果进程对映射的地址空间进行写操作，则映射对应的磁盘高速缓存并不会直接被写。而是将原有内容复制一份，然后再写这个复制品，并且当前进程的对应页面映射将切换到这个复制品上去（写时复制）。也就是说，写操作是只有自己可见的。而对于共享映射，写操作则会影响到磁盘高速缓存，是大家都可见的。

哪些页面该回收

至于回收，磁盘高速缓存的页面（包括文件映射的页面）都是可以被丢弃并回收的。但是如果页面是脏页面，则丢弃之前必须将其写回磁盘。

而匿名映射的页面则都是不可以丢弃的，因为页面里面存有用户程序正在使用的数据，丢弃之后数据就没法还原了。相比之下，磁盘高速缓存页面中的数据本身是保存在磁盘上的，可以复现。

于是，要想回收匿名映射的页面，只好先把页面上的数据转储到磁盘，这就是页面交换（swap）。显然，页面交换的代价相对更高一些。

匿名映射的页面可以被交换到磁盘上的交换文件或交换分区上（分区即是设备，设备即也是文件。所以下文统称为交换文件）。

于是，除非页面被保留或被上锁（页面标记PG_reserved/PG_locked被置位。某些情况下，内核需要暂时性地将页面保留，避免被回收），所有的磁盘高速缓存页面都可回收，所有的匿名映射页面都可交换。

尽管可以回收的页面很多，但是显然PFRA应当尽可能少地去回收/交换（因为这些页面要从磁盘恢复，需要很大的代价）。所以，PFRA仅当必要时才回收/交换一部分很少被使用的页面，每次回收的页面数是一个经验值：32。

于是，所有这些磁盘高速缓存页面和匿名映射页面都被放到了一组LRU里面。（实际上，每个zone就有一组这样的LRU，页面都被放到自己对应的zone的LRU中。）

一组LRU由几对链表组成，有磁盘高速缓存页面（包括文件映射页面）的链表、匿名映射页面的链表、等。一对链表实际上是acTIve和inacTIve两个链表，前者是最近使用过的页面、后者是最近未使用的页面。

进行页面回收的时候，PFRA要做两件事情，一是将acTIve链表中最近最少使用的页面移动到inacTIve链表、二是尝试将inactive链表中最近最少使用的页面回收。

确定最近最少使用

现在就有一个问题了，怎么确定active/inactive链表中哪些页面是最近最少使用的呢？

一种方法是排序，当页面被访问时，将其移动到链表的尾部（假设回收从头部开始）。但是这就意味着页面在链表中的位置可能频繁移动，并且移动之前还必须先上锁（可能有多个CPU在同时访问），这样做对效率影响很大。

linux内核采用的是标记加顺序的办法。当页面在active和inactive两个链表之间移动时，总是将其放到链表的尾部（同上，假设回收从头部开始）。

页面没有在链表间移动时，并不会调整它们的顺序。而是通过访问标记来表示页面是否刚被访问过。如果inactive链表中已设置访问标记的页面再被访问，则将其移动到active链表中，并且清除访问标记。（实际上，为了避免访问冲突，页面并不会直接从inactive链表移动到active链表，而是有一个pagevec中间结构用作缓冲，以避免锁链表。）

页面的访问标记有两种情况，一是放在page->flags中的PG_referenced标记，在页面被访问时该标记置位。对于磁盘高速缓存中（未被映射）的页面，用户进程通过read、write之类的系统调用去访问它们，系统调用代码中会将对应页面的PG_referenced标记置位。 而对于内存映射的页面，用户进程可以直接访问它们（不经过内核），所以这种情况下的访问标记不是由内核来设置的，而是由mmu。在将虚拟地址映射成物理地址后，mmu会在对应的页表项上置一个accessed标志位，表示页面被访问。（同样的道理，mmu会在被写的页面所对应的页表项上置一个dirty标志，表示页面是脏页面。）

页面的访问标记（包括上面两种标记）将在PFRA处理页面回收的过程中被清除，因为访问标记显然是应该有有效期的，而PFRA的运行周期就代表这个有效期。page->flags中的PG_referenced标记可以直接清除，而页表项中的accessed位则需要通过页面找到其对应的页表项后才能清除（见下文的“反向映射”）。

那么，回收过程又是怎样扫描LRU链表的呢？ 由于存在多组LRU（系统中有多个zone，每个zone又有多组LRU），如果PFRA每次回收都扫描所有的LRU找出其中最值得回收的若干个页面的话，回收算法的效率显然不够理想。

linux内核PFRA使用的扫描方法是：定义一个扫描优先级，通过这个优先级换算出在每个LRU上应该扫描的页面数。整个回收算法以最低的优先级开始，先扫描每个LRU中最近最少使用的几个页面，然后试图回收它们。如果一遍扫描下来，已经回收了足够数量的页面，则本次回收过程结束。否则，增大优先级，再重新扫描，直到足够数量的页面被回收。而如果始终不能回收足够数量的页面，则优先级将增加到最大，也就是所有页面将被扫描。这时，就算回收的页面数量还是不足，回收过程都会结束。

每次扫描一个LRU时，都从active链表和inactive链表获取当前优先级对应数目的页面，然后再对这些页面做处理：如果页面不能被回收（如被保留或被上锁），则放回对应链表头部（同上，假设回收从头部开始）；否则如果页面的访问标记置位，则清除该标记，并将页面放回对应链表尾部（同上，假设回收从头部开始）；否则页面将从active链表被移动到inactive链表、或从inactive链表被回收。

被扫描到的页面根据访问标记是否置位来决定其去留。那么这个访问标记是如何设置的呢？有两个途径，一是用户通过read/write之类的系统调用访问文件时，内核操作磁盘高速缓存中的页面，会设置这些页面的访问标记（设置在page结构中）；二是进程直接访问已映射的页面时，mmu会自动给对应的页表项加上访问标记（设置在页表的pte中）。关于访问标记的判断就基于这两个信息。（给定一个页面，可能有多个pte引用到它。如何知道这些pte是否被设置了访问标记呢？那就需要通过反向映射找到这些pte。下面会讲到。）

PFRA不倾向于从active链表回收匿名映射的页面，因为用户进程使用的内存一般相对较少，且回收的话需要进行交换，代价较大。所以在内存剩余较多、匿名映射所占比例较少的情况下，都不会去回收匿名映射对应的active链表中的页面。（而如果页面已经被放到inactive链表中，就不再去管那么多了。）

反向映射

像这样，在PFRA处理页面回收的过程中，LRU的inactive链表中的某些页面可能就要被回收了。

如果页面没有被映射，直接回收到伙伴系统即可（对于脏页，先写回、再回收）。否则，还有一件麻烦的事情要处理。因为用户进程的某个页表项正引用着这个页面呢，在回收页面之前，还必须给引用它的页表项一个交待。 于是，问题就来了，内核怎么知道这个页面被哪些页表项所引用呢？为了做到这一点，内核建立了从页面到页表项的反向映射。

通过反向映射可以找到一个被映射的页面对应的vma，通过vma->vm_mm->pgd就能找到对应的页表。然后通过page->index得到页面的虚拟地址。再通过虚拟地址从页表中找到对应的页表项。（前面说到的获取页表项中的accessed标记，就是通过反向映射实现的。）

页面对应的page结构中，page->mapping如果最低位置位，则这是一个匿名映射页面，page->mapping指向一个anon_vma结构；否则是文件映射页面，page->mapping文件对应的address_space结构。（显然，anon_vma结构和address_space结构在分配时，地址必须要对齐，至少保证最低位为0。）

对于匿名映射的页面，anon_vma结构作为一个链表头，将映射这个页面的所有vma通过vma->anon_vma_node链表指针连接起来。每当一个页面被（匿名）映射到一个用户空间时，对应的vma就被加入这个链表。

对于文件映射的页面，address_space结构除了维护了一棵用于存放磁盘高速缓存页面的radix树，还为该文件映射到的所有vma维护了一棵优先搜索树。因为这些被文件映射到的vma并不一定都是映射整个文件，很可能只映射了文件的一部分。所以，这棵优先搜索树除了索引到所有被映射的vma，还要能知道文件的哪些区域是映射到哪些vma上的。每当一个页面被（文件）映射到一个用户空间时，对应的vma就被加入这个优先搜索树。于是，给定磁盘高速缓存上的一个页面，就能通过page->index得到页面在文件中的位置，就能通过优先搜索树找出这个页面映射到的所有vma。

上面两步中，神奇的page->index做了两件事，得到页面的虚拟地址、得到页面在文件磁盘高速缓存中的位置。

vma->vm_start记录了vma的首虚拟地址，vma->vm_pgoff记录了该vma在对应的映射文件（或共享内存）中的偏移，而page->index记录了页面在文件（或共享内存）中的偏移。

通过vma->vm_pgoff和page->index能得到页面在vma中的偏移，加上vma->vm_start就能得到页面的虚拟地址；而通过page->index就能得到页面在文件磁盘高速缓存中的位置。

页面换入换出

在找到了引用待回收页面的页表项后，对于文件映射，可以直接把引用该页面的页表项清空。等用户再访问这个地址的时候触发缺页异常，异常处理代码再重新分配一个页面，并去磁盘里面把对应的数据读出来就行了（说不定，页面在对应的磁盘高速缓存里面已经有了，因为其他进程先访问过）。这就跟页面映射以后，第一次被访问的情形一样；

对于匿名映射，先将页面写回到交换文件，然后还得在页表项中记录该页面在交换文件中的index。

页表项中有一个present位，如果该位被清除，则mmu认为页表项无效。在页表项无效的情况下，其他位不被mmu关心，可以用来存储其他信息。这里就用它们来存储页面在交换文件中的index了（实际上是交换文件号+交换文件内的索引号）。

将匿名映射的页面交换到交换文件的过程（换出过程）与将磁盘高速缓存中的脏页写回文件的过程很相似。

交换文件也有其对应的address_space结构，匿名映射的页面在换出时先被放到这个address_space对应磁盘高速缓存中，然后跟脏页写回一样，被写回到交换文件中。写回完成后，这个页面才被释放（记住，我们的目的是要释放这个页面）。

那么为什么不直接把页面写回到交换文件，而要经过磁盘高速缓存呢？因为，这个页面可能被映射了多次，不可能一次性把所有用户进程的页表中对应的页表项都修改好（修改成页面在交换文件中的索引），所以在页面被释放的过程中，页面被暂时放在磁盘高速缓存上。

而并不是所有页表项的修改过程都是能成功的（比如在修改之前页面又被访问了，于是现在又不需要回收这个页面了），所以页面放到磁盘高速缓存的时间也可能会很长。

同样，将匿名映射的页面从交换文件读出的过程（换入过程）也与将文件数据读出的过程很相似。

先去对应的磁盘高速缓存上看看页面在不在，不在的话再去交换文件里面读。文件里的数据也是被读到磁盘高速缓存中的，然后用户进程的页表中对应的页表项将被改写，直接指向这个页面。

这个页面可能不会马上从磁盘高速缓存中拿下来，因为如果还有其他用户进程也映射到这个页面（它们的对应页表项已经被修改成了交换文件的索引），他们也可以引用到这里。直到没有其他的页表项再引用这个交换文件索引时，页面才可以从磁盘高速缓存中被取下来。

最后的必杀

前面说到，PFRA可能扫描了所有的LRU还没办法回收需要的页面。同样，在slab、dentry cache、inode cache、等地方，可能也无法回收到页面。

这时，如果某段内核代码一定要获得页面呢（没有页面，系统可能就要崩溃了）？PFRA只好使出最后的必杀技——OOM（out of memory）。所谓的OOM就是寻找一个最不重要的进程，然后将其杀死。通过释放这个进程所占有的内存页面，以缓解系统压力。

5.内存管理架构

针对上图，说几句，

地址映射(图：左中)

linux内核使用页式内存管理，应用程序给出的内存地址是虚拟地址，它需要经过若干级页表一级一级的变换，才变成真正的物理地址。

想一下，地址映射还是一件很恐怖的事情。当访问一个由虚拟地址表示的内存空间时，需要先经过若干次的内存访问，得到每一级页表中用于转换的页表项（页表是存放在内存里面的），才能完成映射。也就是说，要实现一次内存访问，实际上内存被访问了N+1次（N=页表级数），并且还需要做N次加法运算。

所以，地址映射必须要有硬件支持，mmu（内存管理单元）就是这个硬件。并且需要有cache来保存页表，这个cache就是TLB（Translation lookaside buffer）。

尽管如此，地址映射还是有着不小的开销。假设cache的访存速度是内存的10倍，命中率是40%，页表有三级，那么平均一次虚拟地址访问大概就消耗了两次物理内存访问的时间。

于是，一些嵌入式硬件上可能会放弃使用mmu，这样的硬件能够运行VxWorks（一个很高效的嵌入式实时操作系统）、linux（linux也有禁用mmu的编译选项）、等系统。

但是使用mmu的优势也是很大的，最主要的是出于安全性考虑。各个进程都是相互独立的虚拟地址空间，互不干扰。而放弃地址映射之后，所有程序将运行在同一个地址空间。于是，在没有mmu的机器上，一个进程越界访存，可能引起其他进程莫名其妙的错误，甚至导致内核崩溃。

在地址映射这个问题上，内核只提供页表，实际的转换是由硬件去完成的。那么内核如何生成这些页表呢？这就有两方面的内容，虚拟地址空间的管理和物理内存的管理。（实际上只有用户态的地址映射才需要管理，内核态的地址映射是写死的。）

虚拟地址管理(图：左下)

每个进程对应一个task结构，它指向一个mm结构，这就是该进程的内存管理器。（对于线程来说，每个线程也都有一个task结构，但是它们都指向同一个mm，所以地址空间是共享的。）

mm->pgd指向容纳页表的内存，每个进程有自已的mm，每个mm有自己的页表。于是，进程调度时，页表被切换（一般会有一个CPU寄存器来保存页表的地址，比如X86下的CR3，页表切换就是改变该寄存器的值）。所以，各个进程的地址空间互不影响（因为页表都不一样了，当然无法访问到别人的地址空间上。但是共享内存除外，这是故意让不同的页表能够访问到相同的物理地址上）。

用户程序对内存的操作（分配、回收、映射、等）都是对mm的操作，具体来说是对mm上的vma（虚拟内存空间）的操作。这些vma代表着进程空间的各个区域，比如堆、栈、代码区、数据区、各种映射区、等等。

用户程序对内存的操作并不会直接影响到页表，更不会直接影响到物理内存的分配。比如malloc成功，仅仅是改变了某个vma，页表不会变，物理内存的分配也不会变。

假设用户分配了内存，然后访问这块内存。由于页表里面并没有记录相关的映射，CPU产生一次缺页异常。内核捕捉异常，检查产生异常的地址是不是存在于一个合法的vma中。如果不是，则给进程一个"段错误"，让其崩溃；如果是，则分配一个物理页，并为之建立映射。

物理内存管理(图：右上)

那么物理内存是如何分配的呢？

首先，linux支持NUMA（非均质存储结构），物理内存管理的第一个层次就是介质的管理。pg_data_t结构就描述了介质。一般而言，我们的内存管理介质只有内存，并且它是均匀的，所以可以简单地认为系统中只有一个pg_data_t对象。

每一种介质下面有若干个zone。一般是三个，DMA、NORMAL和HIGH。

DMA：因为有些硬件系统的DMA总线比系统总线窄，所以只有一部分地址空间能够用作DMA，这部分地址被管理在DMA区域（这属于是高级货了）；

HIGH：高端内存。在32位系统中，地址空间是4G，其中内核规定3~4G的范围是内核空间，0~3G是用户空间（每个用户进程都有这么大的虚拟空间）（图：中下）。前面提到过内核的地址映射是写死的，就是指这3~4G的对应的页表是写死的，它映射到了物理地址的0~1G上。（实际上没有映射1G，只映射了896M。剩下的空间留下来映射大于1G的物理地址，而这一部分显然不是写死的）。所以，大于896M的物理地址是没有写死的页表来对应的，内核不能直接访问它们（必须要建立映射），称它们为高端内存（当然，如果机器内存不足896M，就不存在高端内存。如果是64位机器，也不存在高端内存，因为地址空间很大很大，属于内核的空间也不止1G了）；

NORMAL：不属于DMA或HIGH的内存就叫NORMAL。

在zone之上的zone_list代表了分配策略，即内存分配时的zone优先级。一种内存分配往往不是只能在一个zone里进行分配的，比如分配一个页给内核使用时，最优先是从NORMAL里面分配，不行的话就分配DMA里面的好了（HIGH就不行，因为还没建立映射），这就是一种分配策略。

每个内存介质维护了一个mem_map，为介质中的每一个物理页面建立了一个page结构与之对应，以便管理物理内存。

每个zone记录着它在mem_map上的起始位置。并且通过free_area串连着这个zone上空闲的page。物理内存的分配就是从这里来的，从 free_area上把page摘下，就算是分配了。（内核的内存分配与用户进程不同，用户使用内存会被内核监督，使用不当就"段错误"；而内核则无人监督，只能靠自觉，不是自己从free_area摘下的page就不要乱用。）

建立地址映射

内核需要物理内存时，很多情况是整页分配的，这在上面的mem_map中摘一个page下来就好了。比如前面说到的内核捕捉缺页异常，然后需要分配一个page以建立映射。

说到这里，会有一个疑问，内核在分配page、建立地址映射的过程中，使用的是虚拟地址还是物理地址呢？首先，内核代码所访问的地址都是虚拟地址，因为CPU指令接收的就是虚拟地址（地址映射对于CPU指令是透明的）。但是，建立地址映射时，内核在页表里面填写的内容却是物理地址，因为地址映射的目标就是要得到物理地址。

那么，内核怎么得到这个物理地址呢？其实，上面也提到了，mem_map中的page就是根据物理内存来建立的，每一个page就对应了一个物理页。

于是我们可以说，虚拟地址的映射是靠这里page结构来完成的，是它们给出了最终的物理地址。然而，page结构显然是通过虚拟地址来管理的（前面已经说过，CPU指令接收的就是虚拟地址）。那么，page结构实现了别人的虚拟地址映射，谁又来实现page结构自己的虚拟地址映射呢？没人能够实现。

这就引出了前面提到的一个问题，内核空间的页表项是写死的。在内核初始化时，内核的地址空间就已经把地址映射写死了。page结构显然存在于内核空间，所以它的地址映射问题已经通过“写死”解决了。

由于内核空间的页表项是写死的，又引出另一个问题，NORMAL（或DMA）区域的内存可能被同时映射到内核空间和用户空间。被映射到内核空间是显然的，因为这个映射已经写死了。而这些页面也可能被映射到用户空间的，在前面提到的缺页异常的场景里面就有这样的可能。映射到用户空间的页面应该优先从HIGH区域获取，因为这些内存被内核访问起来很不方便，拿给用户空间再合适不过了。但是HIGH区域可能会耗尽，或者可能因为设备上物理内存不足导致系统里面根本就没有HIGH区域，所以，将NORMAL区域映射给用户空间是必然存在的。

但是NORMAL区域的内存被同时映射到内核空间和用户空间并没有问题，因为如果某个页面正在被内核使用，对应的page应该已经从free_area被摘下，于是缺页异常处理代码中不会再将该页映射到用户空间。反过来也一样，被映射到用户空间的page自然已经从free_area被摘下，内核不会再去使用这个页面。

内核空间管理(图：右下)

除了对内存整页的使用，有些时候，内核也需要像用户程序使用malloc一样，分配一块任意大小的空间。这个功能是由slab系统来实现的。

slab相当于为内核中常用的一些结构体对象建立了对象池，比如对应task结构的池、对应mm结构的池、等等。 而slab也维护有通用的对象池，比如"32字节大小"的对象池、"64字节大小"的对象池、等等。内核中常用的kmalloc函数（类似于用户态的malloc）就是在这些通用的对象池中实现分配的。

slab除了对象实际使用的内存空间外，还有其对应的控制结构。有两种组织方式，如果对象较大，则控制结构使用专门的页面来保存；如果对象较小，控制结构与对象空间使用相同的页面。

除了slab，linux 2.6还引入了mempool（内存池）。其意图是：某些对象我们不希望它会因为内存不足而分配失败，于是我们预先分配若干个，放在mempool中存起来。正常情况下，分配对象时是不会去动mempool里面的资源的，照常通过slab去分配。到系统内存紧缺，已经无法通过slab分配内存时，才会使用 mempool中的内容。

页面换入换出(图：左上)(图：右上)

页面换入换出又是一个很复杂的系统。内存页面被换出到磁盘，与磁盘文件被映射到内存，是很相似的两个过程（内存页被换出到磁盘的动机，就是今后还要从磁盘将其载回内存）。所以swap复用了文件子系统的一些机制。

页面换入换出是一件很费CPU和IO的事情，但是由于内存昂贵这一历史原因，我们只好拿磁盘来扩展内存。但是现在内存越来越便宜了，我们可以轻松安装数G的内存，然后将swap系统关闭。于是swap的实现实在让人难有探索的欲望，在这里就不赘述了。

用户空间内存管理

malloc是libc的库函数，用户程序一般通过它（或类似函数）来分配内存空间。

libc对内存的分配有两种途径，一是调整堆的大小，二是mmap一个新的虚拟内存区域（堆也是一个vma）。

在内核中，堆是一个一端固定、一端可伸缩的vma（图：左中）。可伸缩的一端通过系统调用brk来调整。libc管理着堆的空间，用户调用malloc分配内存时，libc尽量从现有的堆中去分配。如果堆空间不够，则通过brk增大堆空间。

当用户将已分配的空间free时，libc可能会通过brk减小堆空间。但是堆空间增大容易减小却难，考虑这样一种情况，用户空间连续分配了10块内存，前9块已经free。这时，未free的第10块哪怕只有1字节大，libc也不能够去减小堆的大小。因为堆只有一端可伸缩，并且中间不能掏空。而第10块内存就死死地占据着堆可伸缩的那一端，堆的大小没法减小，相关资源也没法归还内核。

当用户malloc一块很大的内存时，libc会通过mmap系统调用映射一个新的vma。因为对于堆的大小调整和空间管理还是比较麻烦的，重新建一个vma会更方便（上面提到的free的问题也是原因之一）。

那么为什么不总是在malloc的时候去mmap一个新的vma呢？第一，对于小空间的分配与回收，被libc管理的堆空间已经能够满足需要，不必每次都去进行系统调用。并且vma是以page为单位的，最小就是分配一个页；第二，太多的vma会降低系统性能。缺页异常、vma的新建与销毁、堆空间的大小调整、等等情况下，都需要对vma进行操作，需要在当前进程的所有vma中找到需要被操作的那个（或那些）vma。vma数目太多，必然导致性能下降。（在进程的vma较少时，内核采用链表来管理vma；vma较多时，改用红黑树来管理。）

用户的栈

与堆一样，栈也是一个vma（图：左中），这个vma是一端固定、一端可伸（注意，不能缩）的。这个vma比较特殊，没有类似brk的系统调用让这个vma伸展，它是自动伸展的。

当用户访问的虚拟地址越过这个vma时，内核会在处理缺页异常的时候将自动将这个vma增大。内核会检查当时的栈寄存器（如：ESP），访问的虚拟地址不能超过ESP加n（n为CPU压栈指令一次性压栈的最大字节数）。也就是说，内核是以ESP为基准来检查访问是否越界。

但是，ESP的值是可以由用户态程序自由读写的，用户程序如果调整ESP，将栈划得很大很大怎么办呢？内核中有一套关于进程限制的配置，其中就有栈大小的配置，栈只能这么大，再大就出错。

对于一个进程来说，栈一般是可以被伸展得比较大（如：8MB）。然而对于线程呢？

首先线程的栈是怎么回事？前面说过，线程的mm是共享其父进程的。虽然栈是mm中的一个vma，但是线程不能与其父进程共用这个vma（两个运行实体显然不用共用一个栈）。于是，在线程创建时，线程库通过mmap新建了一个vma，以此作为线程的栈（大于一般为：2M）。

可见，线程的栈在某种意义上并不是真正栈，它是一个固定的区域，并且容量很有限。