一文搞定Linux内存管理原理（转）

只看该作者 · 2022-7-27 14:26

本帖最后由 shjuturt 于 2022-7-27 14:42 编辑

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。

只看该作者 · 2022-7-28 16:28

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

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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，

只看该作者 · 2022-7-28 16:29

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高端内存的划分，又如下图，

只看该作者 · 2022-7-28 16:30

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。

只看该作者 · 2022-7-28 16:30

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

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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。

只看该作者 · 2022-7-28 16:34

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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。

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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。

只看该作者 · 2022-7-28 16:49

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。

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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):

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回收过程

当我们回收页面11（order 0）时，则执行以下步骤：

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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。

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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。

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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。

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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。