Linux 内存管理概要

之前学习内存方面的都太关注于细节，就有些知其然而不知其所以然的感觉。所以这篇文章抛开细节实现，将Linux内存管理的大概思路整理一下。

Linux操作系统支持多任务系统，即（看上去）支持多任务并发处理。实际上，系统同时运行的进程数不会超过CPU数目，因此内核会在很短的时间间隔在不同的进程之间切换（用户是注意不到），从而产生同时处理多进程的假象。

Linux对于每一个任务有分配一个虚拟地址空间，而CPU的字长决定了虚拟地址空间的大小，如32位CPU即字节=4GB。

那么，现在问题就有来了，给每个任务分配一个这么大的虚拟地址空间是否实际内存会不够用，虚拟地址空间又如何跟实际内存关联起来的？

在解释这个问题前，先厘清下一些特殊的情况。

Linux又将虚拟地址空间划分为两部分，分别是内核空间和用户空间。如下图所示，0~TASK_SIZE为用户空间，TASK_SIZE~/为内核空间。每个任务是有自己的用户空间，但每个任务的内核空间是相同的。

那么，又有问题了。内核空间既然对每个任务是相同的，那么岂不是违反了设计虚拟地址空间的初衷（即每个任务跑在自己地址空间，相互不打扰）？

每个用户态任务是无法直接访问内核空间内容的，而是通过系统调用间接访问。大致flow是这样的，用户态任务发起系统调用后，会引发exception，对于ARM芯片架构就是由USER mode->IRQ mode->SVC mode，从而进入内核态，内核态的接口将内核空间的数据copy至用户态进程的用户空间，最后再恢复状态，从而让用户态任务能够拿到想要的数据。

这里还介绍一个内核态任务。与用户态任务不同，内核态任务只会访问内核空间，且所有内核态任务共用内核空间。

在回到之前的问题，给每个任务分配一个这么大的虚拟地址空间是否实际内存会不够用，虚拟地址空间又如何跟实际内存关联起来的？

那么这边要介绍三个概念，页，页表，页帧

每个虚拟地址空间都会被内核分为等长的部分，这每个部分，被称为页。而实际内存也被分为等长的部分，被称为页帧。下图为两个虚拟地址空间与实际内存的映射图。而用于保存该映射关系的，被称为页表。

一个进程是用多少页，才会对应申请多少页帧。所以实际内存不会因虚拟地址为/而占用相同的实际内存。

现在算一笔账，一页一般是4KB，以即4GB虚拟内存为例，那么便是需要个页表项，而地址是32位的，即每个地址4Byte去保存，那么一个进程的页表需要4MB的空间去存储。那么50个进程就需要200MB的空间，这无疑是非常浪费的。

好吧，现在看这个读者肯定有各种思路的要反驳我，不着急，我们先介绍一下，以已说明的这种方式是如何找到实际内存的。

首先，用户态进程有保存页表项首地址（实际地址）。进程想访问虚拟地址011..011（32位），那么会将虚拟地址除以4K（）即该地址的前20位，该结果指示是第几个页表项，通过页表项的首地址找到对应页表，从而找到实际地址位置，然后再根据虚拟地址的后12位，得到对应偏移。这其实就要求，保存页表项的实际内存地址一定是连续的，如果不连续，难道还要再建一个表去保存对应页表项的实际地址，得不偿失。

那么建立页这个概念，将内存分为等大的页的 意义也呼之欲出。保存内存为4GB的页表项内存都需要4M，那么每一个字节都有自己映射，所需的表项内存为即16GB。这样，还不如一一映射来的好一些。

那么，再回到上面页表项占据一定内存，内存浪费问题。是否可以将页的大小变大一些。其实从上面的介绍，可以看出，页的大小是申请实际内存的最小单位，如果将页的大小调的过大，那么在实际使用中，会造成申请一页中，只使用了其中一部分，造成更多浪费，术语是内碎片。

换个思路，我们是否可以根据用多少页再创建多长的页表。这是可行的，不过由于要求实际内存地址连续，所以当页表超过当前可存放的位置时，就需要搬移到其他位置。而仍然会用使用实际内存较多的进程，由于页表实际地址需要连续，操作系统的内存仍然会因此变得紧张。

那么，怎么样可以破坏这种连续性呢？其实页的引入，就是将原本连续的一整块大的内存切割成很多小块。以同样的思路，也可以对页表生效。4GB的虚拟内存需要1M个页表项，那么以1K个页表项（4K大小）为一个单位进行保存，需要1K页目录（4K大小）去保存页表项单位的地址。

那么这种方式是如何找到实际内存的呢？首先用户态进程保存页目录的首地址，进程想访问虚拟地址011..011（32位），那么会将该虚拟地址除以（4K*1K），结果指示的就是第几个页目录。通过页目录指示的实际地址找到1K个页表项单位。然后在取虚拟地址的中间1K的值，找到是对应第几个页表，通过该页表指示的实际位置，找到页的实际地址，最后通过4K的偏移，找到实际位置。

这样的做法好处是，将页表原本连续的实际物理地址切分开，从而达到提高实际内存的效率的作用。这样的方法被称为多级页表。上述描述的为二级页表的流程，目前操作系统多用三级页表和四级页表。

多级页表有没有问题呢？是有的，由于每次访问内存都需要访问多次数组，才能将虚拟地址转换实际地址。试图用下面两种方法加速该过程。
(1) CPU中有一个专门的部分称为MMU（Memory Management Unit，内存管理单元），该单元优化了内存访问操作。
(2) 地址转换中出现最频繁的那些地址，保存到称为地址转换后备缓冲器（Translation LookasideBuffer，TLB）的CPU高速缓存中。无需访问内存中的页表即可从高速缓存直接获得地址数据，因而大大加速了地址转换。