Linux系統的內存管理深度
在linux系統中，內存管理扮演著至關重要的角色，涉及對物理內存的組織以及管理，這包括內存的分配與回收工作。linux系統有意引入了虛擬內存地址，進一步增加了內存管理的復雜性。
虛擬地址的功用
讓用戶進程直接處理物理內存地址可能導致以下問題：
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用戶進程有可能篡改與內核相關的內存區域，從而干擾內核的正常運作。
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用戶進程有機會干擾其他進程的內存，影響它們的正常執行。
在CPU中的寄存器保存的是邏輯地址，它們必須經過映射轉換成相對應的物理地址，之后才能訪問實際的內存資源。
通過邏輯地址機制的引入，每一個進程都擁有一個獨立的邏輯地址空間。
一個進程在請求內存時，系統會同時為它分配邏輯和物理地址，并建立二者之間的映射關系。
因此，在Linux的內存管理中，涉及到的核心部分包括：
1、物理內存
物理內存的組織
Linux 中內存分為 3 個級別，從下到上依次為：
1>、Page： 一個 page 的大小為 4k， Page 是內存的一個最基本的單位。
2>、Zone： Zone 中提供了多個隊列來管理 page。
Zone分為 3 種
2.1、 ZONE_DMA：用來存放 DMA 讀取 IO 設備的數據，內核專用
2.2、 ZONE_NORMAL：用來存放內核的相關數據，內核專用
2.3、 ZONE_HIGHMEM：高端內存，用來存放用戶進程數據
3>、Node 節點，一個 CPU 對應著一個 Node，一個 Node 包括一個 Zone_DMA、 ZONE_NORMAL、ZONE_HIGHMEM。
同時當一個 CPU 對應的內存用光后，可以申請其他 CPU 對應的內存。
物理內存的分配
Linux將內存分配分為兩種：
1>、大內存
大內存 利用伙伴系統 分配。
伙伴系統的做法是將 ZONE 中的 Page 分組，然后組裝為多個鏈表。鏈表中存放的是 頁塊 的集合。頁塊對應著有不同的大小，分別為 1、2、4、8 … 1024個頁。
當請求 (2i-1 ,2i] 大小的 page 的時候，會直接請求 2i 個頁， 如果對應的鏈表中有對應的頁塊，就直接分配。如果對應的鏈表沒有，就往上找 2i+1，如果 2i+1 存在，就將其分為 2 個 2i 頁塊，將其中 1 個 2i 加入到對應的鏈表中，將另外一個分配出去。
例如，要請求一個 128 個頁的頁塊時，先檢查 128 個頁的頁塊鏈表是否有空閑塊。如果沒有，則查 256 個
的頁塊鏈表；如果有空閑塊的話，則將 256 個頁的頁塊分成兩份，一份使用，一份插入 128 個頁的頁塊鏈表中。如果還是沒有，就查 512 個頁的頁塊鏈表；如果有的話，就分裂為 128、128、256 三個頁塊，一個 128 的使用，剩余兩個插入對應頁塊鏈表。
2>、小內存分配
小內存分配利用 slub 分配，比如對象等數據 slub 就是 將幾個頁單獨拎出來作為緩存，里面維護了鏈表。每次直接從鏈表中獲取對應的內存，用完之后也不用清空，就直接掛到鏈表上，然后等待下次利用。
2、如何組織虛擬地址
虛擬地址對應的是虛擬空間，虛擬空間只不過是一個虛擬地址的集合，用來映射物理內存。
虛擬空間分為 用戶態 和 內核態 。
32位系統中 將虛擬空間按照 1:3 的比例分配給 內核態 和 用戶態。
64位系統中 分別給 內核態 和 用戶態 分配了 128T。
用戶態結構
每個進程 都會 對應一個 用戶態虛擬空間， 里面存放了 Text（代碼）的內存虛擬地址范圍、 Data（數據）的內存虛擬地址范圍、BSS（全局變量）的內存虛擬地址范圍、堆的虛擬地址范圍、棧的虛擬地址范圍，以及mmap 內存映射區。
其中 mmap 用于申請動態內存的時候的映射，堆和棧都是動態變化的。
一個進程對應的用戶態中的 各個方面的虛擬地址信息都通過一個 struct 來存儲在內存中，當創建進程的時候會為其分配內存存儲對應的虛擬地址信息。
內核態結構
Linux 的內核程序共用一個內核態虛擬空間。其中分為了以下幾部分：
1、直接映射區
896M，內核空間直接映射到對應的ZONE_DMA和ZONE_NORMAL中。為什么叫做直接映射呢？邏輯地址 直接 減去對應的差值就可以得到對應的物理地址。固定死了。
2、動態映射
為什么要引入動態映射呢？因為所有物理內存的分配都需要內核程序進行申請，用戶進程沒有這個權限。所以內核空間一定要能映射到所有的物理內存地址。
那么如果都采用直接映射的話，1G大小邏輯地址的內核空間只能映射1G大小的物理內存。
所以引入了動態映射，動態映射就是 內核空間的邏輯地址可以映射到 物理內存中的ZONE_HIGHMEM（高端內存）中的任何一個地址，并且在對應的物理內存使用完之后，可以再映射其他物理內存地址。
動態映射分為三種：
1>、動態內存映射： 使用完對應的物理內存后，就可以映射其他物理內存了。
2>、永久內存映射： 一個虛擬地址只能映射一個物理地址。如果需要映射其他物理地址，需要解綁。
3>、固定內存映射： 只能被某些特定的函數來調用引用物理地址。
動態內存映射和直接映射的區別
動態映射和直接映射的區別就是邏輯地址到物理地址的轉化規則。
直接映射
直接映射的規則是死的，一個邏輯地址對應的物理地址是固定的。通過邏輯地址加或者減去一個數，就可以得到對應的物理地址。
動態映射
動態映射是動態的綁定，每個邏輯地址對應的物理地址是動態的，通過頁表進行查詢。
用戶空間映射：
用戶空間采用動態映射，每個虛擬地址可以被映射到一個物理地址，映射到ZONE_HIGHMEM。
為什么用戶空間不采用直接映射呢？
因為物理內存是多個進程所有的，每個進程都有一個用戶空間。如果采用直接映射的話，對應的物理地址是會沖突的。其用戶空間的邏輯地址大小都為 3G，所以存在邏輯地址相同，但是對應的物理地址不同。需要通過頁表來轉化，一個進程會對應一個頁表。
3、如何將虛擬地址映射到物理內存
虛擬地址通過 頁表 將 虛擬地址 轉化為 物理地址，每個進程都對應著一個頁表，內核只有一個頁表。
虛擬空間 和 物理內存 都按照 4k 來分頁，一個虛擬空間中的頁 和 物理內存中頁 是 一一對應的。
頁表映射
如上圖所示，將虛擬地址中的頁號 通過頁表轉化為 對應的物理頁號，然后通過頁內偏移量 就可以得到對應的 物理地址了。
但是 1 個進程就需要一個頁表，一個 4G 的內存條，就需要 1M 個頁表記錄來描述，假如 1 個 頁表記錄需要 4個字節，那么就需要 4MB。而且頁表記錄是通過下標來對應的，通過虛擬頁號來乘以對應的頁表項大小來計算得到對應的地址的。
所以 Linux 將 4M 分為 1K 個 4K， 一個 4K 對應著一個 page，用來存儲對應的真正的頁表記錄。將 1K 個 page 分開存放，就不要求連續的 4M 了。
如果將 4M 分成 1K 個離散的 page 的話，怎么虛擬地址對應的頁表號呢？
利用指針，存儲 1K 個地址，分別指向這 1K 個 page， 地址的大小為 4 個字節，也就是32位，完全可以表示整個內存的地址范圍。
1K * 4個字節，正好是一個 page 4k，所以 也就是利用 1 個 page來存儲對應的頁表記錄索引。
所以 我們的虛擬地址尋找過程如下：
1>、找到對應的頁表記錄索引位置，因為有 1K 個索引，所以用 10 位就可以表示了
2>、通過索引可以找到對應的真正的頁表地址，對應的有 1K 個頁表記錄，所以用 10 位就可以表示了
3>、1個頁有 4K，通過 12 位就可以表示其頁內偏移量了。
所以虛擬地址被分為了三部分：
1>、10位 表示索引偏移
2>、10位 表示頁表記錄偏移
3>、 12位 表示頁內偏移
雖然這種方式增加了索引項，進一步增加了內存，但是減少了連續內存的使用，通過離散的內存就可以存儲頁表。
這是對于32位系統，而 64 位系統采用了5級頁表。
映射流程圖
用戶態申請內存時，只會申請對應的虛擬地址，不會直接為其分配物理內存，而是等到真正訪問內存的時候，產生缺頁中斷，然后內核才會為其分配，然后為其建立映射，也就是建立對應的頁表項。
TLB
TLB 就是一個緩存，放在 CPU 中。用來將虛擬地址和對應的物理地址進行緩存。當查詢對應的物理地址的時候，首先查詢 TLB，如果TLB中存在對應的記錄，就直接返回。如果不存在，就再去查詢頁表。
虛擬內存
虛擬內存 指的是 將硬盤中劃出一段 swap 分區 當作 虛擬的內存，用來存放內存中暫時用不到的內存頁，等到需要的時候再從 swap 分區中 將對應的內存頁調入到 內存中。硬盤此時相當于一個虛擬的內存。
從邏輯上能夠運行更大內存的程序，因為程序運行的時候并不需要把所有數據都加載到內存中，只需要將當前運行必要的相關程序和數據加載到內存中就可以了，當需要其他數據和程序的時候，再將其調入。
相較于真正的內存加載，虛擬內存需要將數據在內存和磁盤中不斷切換，這是一個耗時的操作，所以速度比不上真正的內存加載。
總結
虛擬空間 和 物理內存 都分為 內核空間 和 用戶空間。
虛擬地址需要通過頁表轉化為物理地址，然后才能訪問。
用戶虛擬空間 只能映射 物理內存中的用戶內存，無法映射到物理內存中的內核內存，也就是說，用戶進程只能操作用戶內存。
內核空間 只能被 內核 申請使用，用戶進程只能操作用戶空間的物理內存和虛擬空間。
當用戶進程 調用系統調用的時候，會將其對應的代碼和數據運行在內核空間中。
所以當調用 內核空間 讀取文件或者網絡數據的時候，首先會將數據拷貝到內存空間，然后在將數據從內核空間拷貝到用戶空間。因為 用戶進程不能訪問內核空間。
