Linux内存的工作（malloc，brk系统调用和mmap系统调用）

只有内核才能直接访问物理内存。进程怎么访问内存？
Linux内核给每一个进程都提供了一个独立的虚拟地址空间，并且这个地址空间是连续的，这样进程就很方便的可以访问虚拟内存

虚拟内存空间的内部又被分为内核空间和用户空间，不同字节（也就是单个cpu指令可以处理数据的最大长度）的处理器，地址空间的范围也不同，比如常见的32位和64位系统

过这里可以看出，32 位系统的内核空间占用 1G，位于最高处，剩下的 3G 是用户空间。而 64 位系统的内核空间和用户空间都是 128T，分别占据整个内存空间的最高和最低处，剩下的中间部分是未定义的。

通过内存映射来管理

内存映射，其实就是将虚拟内存地址映射到物理内存地址。

页表实际上存储在 CPU 的内存管理单元 MMU 中，这样，正常情况下，处理器就可以直接通过硬件，找出要访问的内存。

而当进程访问的虚拟地址在页表中查不到时，系统会产生一个缺页异常，进入内核空间分配物理内存、更新进程页表，最后再返回用户空间，恢复进程的运行。

Linux 通过 TLB（Translation Lookaside Buffer）来管理虚拟内存到物理内存的映射关系。当虚拟内存更新后，TLB 也需要刷新，内存的访问也会随之变慢。特别是在多处理器系统上，缓存是被多个处理器共享的，刷新缓存不仅会影响当前处理器的进程，还会影响共享缓存的其他处理器的进程。

TLB其实就是MMU中页表的高速缓冲，由于进程的虚拟地址空间是独立的，而TLB的访问速度又比MMU快得多，所以通过减少进程的上下文切换，减少TLB的刷新次数，就可以提高TLB缓冲的使用率，进而提高CPU的内存访问性能。

MMU并不以字节为单位来管理内存，而是规定了一个内存映射的最小单位，也是就页，通常是4KB大小，这样每一次内存映射，都需要关联4KB或者4KB整数倍的内存空间

页的大小只有 4 KB ，导致的另一个问题就是，整个页表会变得非常大。比方说，仅 32 位系统就需要 100 多万个页表项（4GB/4KB），才可以实现整个地址空间的映射。为了解决页表项过多的问题，Linux 提供了两种机制，也就是多级页表和大页（HugePage）。

多级页表就是把内存分成区块来管理，将原来的映射关系改成区块索引和区块内的偏移。由于虚拟内存空间通常只用了很少一部分，那么，多级页表就只保存这些使用中的区块，这样就可以大大地减少页表的项数。

Linux 用的正是四级页表来管理内存页，如下图所示，虚拟地址被分为 5 个部分，前 4 个表项用于选择页，而最后一个索引表示页内偏移。

大页，顾名思义，就是比普通页更大的内存块，常见的大小有 2MB 和 1GB。大页通常用在使用大量内存的进程上，比如 Oracle、DPDK 等。

通过这些机制，在页表的映射下，进程就可以通过虚拟地址来访问物理内存了。那么具体到一个 Linux 进程中，这些内存又是怎么使用的呢？

虚拟内存空间分布
用户空间内存，其实又被分成了多个不同的段。32位系统为例

用户空间内存，从低到高分别是五种不同的内存段。

• 只读段，包括代码和常量等。
• 数据段，包括全局变量等。
• 堆，包括动态分配的内存，从低地址开始向上增长。
• 文件映射段，包括动态库、共享内存等，从高地址开始向下增长。
• 栈，包括局部变量和函数调用的上下文等。栈的大小是固定的，一般是 8 MB。

在这五个内存段中，堆和文件映射段的内存是动态分配的。比如说，使用 C 标准库的 malloc() 或者 mmap() ，就可以分别在堆和文件映射段动态分配内存。

其实 64 位系统的内存分布也类似，只不过内存空间要大得多。那么，更重要的问题来了，内存究竟是怎么分配的呢？
内存分配与回收
malloc() 是 C 标准库提供的内存分配函数，对应到系统调用上，有两种实现方式，即 brk() 和 mmap()。

对小块内存（小于 128K），C 标准库使用 brk() 来分配，也就是通过移动堆顶的位置来分配内存。这些内存释放后并不会立刻归还系统，而是被缓存起来，这样就可以重复使用。

而大块内存（大于 128K），则直接使用内存映射 mmap() 来分配，也就是在文件映射段找一块空闲内存分配出去。

这两种方式，自然各有优缺点。

brk() 方式的缓存，可以减少缺页异常的发生，提高内存访问效率。不过，由于这些内存没有归还系统，在内存工作繁忙时，频繁的内存分配和释放会造成内存碎片。

而 mmap() 方式分配的内存，会在释放时直接归还系统，所以每次 mmap 都会发生缺页异常。在内存工作繁忙时，频繁的内存分配会导致大量的缺页异常，使内核的管理负担增大。这也是 malloc 只对大块内存使用 mmap 的原因。

了解这两种调用方式后，我们还需要清楚一点，那就是，当这两种调用发生后，其实并没有真正分配内存。这些内存，都只在首次访问时才分配，也就是通过缺页异常进入内核中，再由内核来分配内存。

整体来说，Linux 使用伙伴系统来管理内存分配。前面我们提到过，这些内存在 MMU 中以页为单位进行管理，伙伴系统也一样，以页为单位来管理内存，并且会通过相邻页的合并，减少内存碎片化（比如 brk 方式造成的内存碎片）。

如果遇到比页更小的对象，比如不到 1K 的时候，该怎么分配内存呢？
在用户空间，malloc 通过 brk() 分配的内存，在释放时并不立即归还系统，而是缓存起来重复利用。在内核空间，Linux 则通过 slab 分配器来管理小内存。你可以把 slab 看成构建在伙伴系统上的一个缓存，主要作用就是分配并释放内核中的小对象。

对内存来说，如果只分配而不释放，就会造成内存泄漏，甚至会耗尽系统内存。所以，在应用程序用完内存后，还需要调用 free() 或 unmap() ，来释放这些不用的内存。

当然，系统也不会任由某个进程用完所有内存。在发现内存紧张时，系统就会通过一系列机制来回收内存，比如下面这三种方式：

• 回收缓存，比如使用 LRU（Least Recently Used）算法，回收最近使用最少的内存页面；
• 回收不常访问的内存，把不常用的内存通过交换分区直接写到磁盘中；
• 杀死进程，内存紧张时系统还会通过 OOM（Out of Memory），直接杀掉占用大量内存的进程。

第二种方式回收不常访问的内存时，会用到交换分区（以下简称 Swap）。Swap 其实就是把一块磁盘空间当成内存来用。它可以把进程暂时不用的数据存储到磁盘中（这个过程称为换出），当进程访问这些内存时，再从磁盘读取这些数据到内存中（这个过程称为换入）。

Swap 把系统的可用内存变大了。不过要注意，通常只在内存不足时，才会发生 Swap 交换。并且由于磁盘读写的速度远比内存慢，Swap 会导致严重的内存性能问题。

第三种方式提到的 OOM（Out of Memory），其实是内核的一种保护机制。它监控进程的内存使用情况，并且使用 oom_score 为每个进程的内存使用情况进行评分：

• 一个进程消耗的内存越大，oom_score 就越大；
• 一个进程运行占用的 CPU 越多，oom_score 就越小。

这样，进程的 oom_score 越大，代表消耗的内存越多，也就越容易被 OOM 杀死，从而可以更好保护系统。

如何查看内存使用情况
free显示的是整个系统的内存使用情况
查看进程的内存使用情况，可以用 top 或者 ps 等工具。

总结
今天，梳理了 Linux 内存的工作原理。对普通进程来说，它能看到的其实是内核提供的虚拟内存，这些虚拟内存还需要通过页表，由系统映射为物理内存。当进程通过 malloc() 申请内存后，内存并不会立即分配，而是在首次访问时，才通过缺页异常陷入内核中分配内存。由于进程的虚拟地址空间比物理内存大很多，Linux 还提供了一系列的机制，应对内存不足的问题，比如缓存的回收、交换分区 Swap 以及 OOM 等。当你需要了解系统或者进程的内存使用情况时，可以用 free 和 top 、ps 等性能工具。它们都是分析性能问题时最常用的性能工具，希望你能熟练使用它们，并真正理解各个指标的含义。思考