linux内核---内存子系统

高速缓存是计算机科学中唯一重要的思想。事实上，髙速缓存技术确实极大地影响了计算机系统的设计。“快表、 页高速缓存以及虚拟内存技术从广义上讲，都是属于高速缓存技术。

时间局部性是通过将近来使用的指令和数据保存到高速缓存存储器中，并使用高速缓存的层次结构实现。空间局部性通常是使用较大的高速缓存，并将预取机制集成到高速缓存控制逻辑中实现。虚拟内存技术实际上就是建立了 “内存一外存”的两级存储器的结构，利用局部性原理实现髙速缓存。

内存分段管理可以做到段根据实际需求分配内存，所以有多少需求就分配多大的段，所以不会出现内部内存碎片。

但是由于每个段的长度不固定，所以多个段未必能恰好使用所有的内存空间，会产生了多个不连续的小物理内存，导致新的程序无法被装载，所以会出现外部内存碎片的问题。

解决「外部内存碎片」的问题就是内存交换。如果内存交换的时候，交换的是一个占内存空间很大的程序，这样整个机器都会显得卡顿。

task_size 变量 = 0xC000 0000

task_size 为 0x0000 7FFF FFFF F000

start_code 和 end_code 定义代码段的起始和结束位置，程序编译后的二进制文件中的机器码被加载进内存之后就存放在这里。

start_data 和 end_data 定义数据段的起始和结束位置，二进制文件中存放的全局变量和静态变量被加载进内存中就存放在这里。

后面紧挨着的是 BSS 段，用于存放未被初始化的全局变量和静态变量，这些变量在加载进内存时会生成一段 0 填充的内存区域 （BSS 段）， BSS 段的大小是固定的，

下面就是 OS 堆了，在堆中内存地址的增长方向是由低地址向高地址增长， start_brk 定义堆的起始位置，brk 定义堆当前的结束位置。

我们使用 malloc 申请小块内存时（低于 128K），就是通过改变 brk 位置调整堆大小实现的。

接下来就是内存映射区，在内存映射区内存地址的增长方向是由高地址向低地址增长，mmap_base 定义内存映射区的起始地址。进程运行时所依赖的动态链接库中的代码段，数据段，BSS 段以及我们调用 mmap 映射出来的一段虚拟内存空间就保存在这个区域。

start_stack 是栈的起始位置在 RBP 寄存器中存储，栈的结束位置也就是栈顶指针 stack pointer 在 RSP 寄存器中存储。在栈中内存地址的增长方向也是由高地址向低地址增长。

arg_start 和 arg_end 是参数列表的位置， env_start 和 env_end 是环境变量的位置。它们都位于栈中的最高地址处。

在 mm_struct 结构体中除了上述用于划分虚拟内存区域的变量之外，还定义了一些虚拟内存与物理内存映射内容相关的统计变量，操作系统会把物理内存划分成一页一页的区域来进行管理，所以物理内存到虚拟内存之间的映射也是按照页为单位进行的。这部分内容我会在后续的文章中详细介绍，大家这里只需要有个概念就行。

mm_struct 结构体中的 total_vm 表示在进程虚拟内存空间中总共与物理内存映射的页的总数。

注意映射这个概念，它表示只是将虚拟内存与物理内存建立关联关系，并不代表真正的分配物理内存。

当内存吃紧的时候，有些页可以换出到硬盘上，而有些页因为比较重要，不能换出。locked_vm 就是被锁定不能换出的内存页总数，pinned_vm 表示既不能换出，也不能移动的内存页总数。

data_vm 表示数据段中映射的内存页数目，exec_vm 是代码段中存放可执行文件的内存页数目，stack_vm 是栈中所映射的内存页数目，这些变量均是表示进程虚拟内存空间中的虚拟内存使用情况。

3G -- 3G + 896m 这块 896M 大小的虚拟内存会直接映射到 0 - 896M 这块 896M 大小的物理内存上，这块区域中的虚拟内存地址直接减去 0xC000 0000 (3G) 就得到了物理内存地址。所以我们称这块区域为直接映射区。

虽然这块区域中的虚拟地址是直接映射到物理地址上，但是内核在访问这段区域的时候还是走的虚拟内存地址，内核也会为这块空间建立映射页表

保存的内容

X86 体系结构下，ISA 总线的 DMA （直接内存存取）控制器，只能对内存的前16M 进行寻址，这就导致了 ISA 设备不能在整个 32 位地址空间中执行 DMA，只能使用物理内存的前 16M 进行 DMA 操作。

因此直接映射区的前 16M 专门让内核用来为 DMA 分配内存，这块 16M 大小的（物理）内存区域我们称之为 ZONE_DMA。
直接映射区中剩下的部分也就是从 16M 到 896M（不包含 896M）这段区域，我们称之为 ZONE_NORMAL

物理内存 896M 以上的区域被内核划分为 ZONE_HIGHMEM 区域，我们称之为高端内存。

物理内存假设为 4G，高端内存区域为 4G - 896M = 3200M
而内核剩余可用的虚拟内存空间只有 1G - 896M = 128M

只能采用动态映射的方式映射到 128M 大小的内核虚拟内存空间中，也就是说只能动态的一部分一部分的分批映射，先映射正在使用的这部分，使用完毕解除映射，接着映射其他部分。

vmalloc 分配的内存在虚拟内存上是连续的，但是物理内存是不连续的。通过页表来建立物理内存与虚拟内存之间的映射关系

允许建立与物理高端内存的长期映射关系。比如内核通过 alloc_pages() 函数在物理内存的高端内存中申请获取到的物理内存页，这些物理内存页可以通过调用 kmap 映射到永久映射区中。

在固定映射区中的虚拟内存地址可以自由映射到物理内存的高端地址上，但是与动态映射区以及永久映射区不同的是，在固定映射区中虚拟地址是固定的，而被映射的物理地址是可以改变的。

一些用于常规用途的物理内存则可以从多个物理内存区域中进行分配，当 ZONE_HIGHMEM 区域中的内存不足时，内核可以从 ZONE_NORMAL 进行内存分配，ZONE_NORMAL 区域内存不足时可以进一步降级到 ZONE_DMA 区域进行分配。

但内核不会允许高位内存区域对低位内存区域的无限制挤压占用，因为毕竟低位内存区域有它特定的用途，所以每个内存区域会给自己预留一定的内存，防止被高位内存区域挤压占用。而每个内存区域为自己预留的这部分内存就存储在 lowmem_reserve 数组中。

子主题

PG_locked 表示该物理页面已经被锁定，如果该标志位置位，说明有使用者正在操作该 page , 则内核的其他部分不允许访问该页， 这可以防止内存管理出现竞态条件，例如：在从硬盘读取数据到 page 时。

PG_mlocked 表示该物理内存页被进程通过 mlock 系统调用锁定常驻在内存中，不会被置换出去。

PG_referenced 表示该物理页面刚刚被访问过。

PG_active 表示该物理页位于 active list 链表中。PG_referenced 和 PG_active 共同控制了系统使用该内存页的活跃程度，在内存回收的时候这两个信息非常重要。

PG_uptodate 表示该物理页的数据已经从块设备中读取到内存中，并且期间没有出错。

PG_readahead 当进程在顺序访问文件的时候，内核会预读若干相邻的文件页数据到 page 中，物理页 page 结构设置了该标志位，表示它是一个正在被内核预读的页。相关详细内容可回看我之前的这篇文章 《从 Linux 内核角度探秘 JDK NIO 文件读写本质》(opens new window)

PG_dirty 物理内存页的脏页标识，表示该物理内存页中的数据已经被进程修改，但还没有同步会磁盘中。我在 《从 Linux 内核角度探秘 JDK NIO 文件读写本质》 (opens new window)一文中也详细介绍过。

PG_lru 表示该物理内存页现在被放置在哪个 lru 链表上，比如：是在 active list 链表中 ？ 还是在 inactive list 链表中 ？

PG_highmem 表示该物理内存页是在高端内存中。

PG_writeback 表示该物理内存页正在被内核的 pdflush 线程回写到磁盘中。详情可回看文章《从 Linux 内核角度探秘 JDK NIO 文件读写本质》 (opens new window)。

PG_slab 表示该物理内存页属于 slab 分配器所管理的一部分。

PG_swapcache 表示该物理内存页处于 swap cache 中。 struct page 中的 private 指针这时指向 swap_entry_t 。

PG_reclaim 表示该物理内存页已经被内核选中即将要进行回收。

PG_buddy 表示该物理内存页是空闲的并且被伙伴系统所管理。

PG_compound 表示物理内存页属于复合页的其中一部分。

PG_private 标志被置位的时候表示该 struct page 结构中的 private 指针指向了具体的对象。不同场景指向的对象不同。

≤128K，brk()

＞128K，mmap()

不全部用mmap的原因

不全部用brk的原因

void* malloc (size_t size);

分配更大的空间作为内存池

malloc(1)实际可能分配132K字节

通过brk()申请的

通过mmap()申请的

进程退出完全释放

干净页和脏页

堆，栈，数据段

也会回收文件页

kswap的作用是管理内存，pdflush的作用是同步内存和磁盘，当然因为数据写入磁盘前可能会缓存在内存，这些缓存真正写 入磁盘由三个原因趋势：1.用户要求缓存马上写入磁盘；2.缓存过多，超过一定阀值，需要写入磁盘；3.内存吃紧，需要将缓存写入磁盘以腾出地方

内核中的lru链表

使得 WMARK_MIN 与 WMARK_LOW 之间留有足够的缓冲余地，使得 kswapd 能够有时间回收足够的内存，从而解决直接内存回收导致的性能抖动问题