在 Linux 系統(tǒng)中，內(nèi)存管理堪稱內(nèi)核的核心功能之一，其運(yùn)作機(jī)制復(fù)雜且精妙。Linux 采用虛擬內(nèi)存技術(shù)，為進(jìn)程構(gòu)建獨(dú)立的地址空間，借內(nèi)存管理單元（MMU）將虛擬地址精準(zhǔn)映射至物理地址，既保障進(jìn)程間內(nèi)存隔離，又防止相互干擾。物理內(nèi)存管理上，Linux 以分頁機(jī)制為基，將內(nèi)存切為固定大小頁（常見 4KB） ，由伙伴系統(tǒng)算法主導(dǎo)分配與回收。通過合并、分割內(nèi)存頁，伙伴系統(tǒng)有效減少內(nèi)存碎片，提升內(nèi)存利用率。同時(shí)，slab 分配器專注于小內(nèi)存塊分配，進(jìn)一步優(yōu)化內(nèi)存使用。

當(dāng)物理內(nèi)存捉襟見肘，頁面替換算法粉墨登場。Linux 常用 “最近最少使用”（LRU）算法，依據(jù)程序訪問局部性原理，淘汰長時(shí)間未訪問頁面，保障系統(tǒng)關(guān)鍵數(shù)據(jù)駐留內(nèi)存；在優(yōu)化策略方面，調(diào)整內(nèi)核參數(shù)如vm.swappiness，可調(diào)控系統(tǒng)對(duì)交換空間的依賴程度；啟用大頁技術(shù)，能減少頁表項(xiàng)數(shù)量，降低內(nèi)存管理開銷，大幅提升內(nèi)存訪問效率，尤其適用于對(duì)內(nèi)存要求嚴(yán)苛的應(yīng)用程序。

一、Linux內(nèi)存管理概述

Linux 內(nèi)存管理機(jī)制的設(shè)計(jì)遵循著一系列理念，這些理念是其高效運(yùn)行和廣泛適應(yīng)性的基石，涵蓋了效率、公平性、可擴(kuò)展性等多個(gè)關(guān)鍵方面。

在效率層面，Linux 內(nèi)存管理致力于實(shí)現(xiàn)快速的內(nèi)存分配與釋放。以伙伴系統(tǒng)（Buddy System）為例，這是 Linux 內(nèi)核用于管理物理內(nèi)存的一種重要機(jī)制。它將內(nèi)存按照 2 的冪次方大小進(jìn)行劃分，形成不同大小的內(nèi)存塊。當(dāng)一個(gè)進(jìn)程請(qǐng)求內(nèi)存時(shí)，伙伴系統(tǒng)能迅速找到合適大小的內(nèi)存塊并分配給它；當(dāng)內(nèi)存被釋放時(shí)，伙伴系統(tǒng)又能高效地將相鄰的空閑內(nèi)存塊合并成更大的內(nèi)存塊，從而減少內(nèi)存碎片的產(chǎn)生。這種基于 2 的冪次方的分配策略，就像一個(gè)精密的齒輪系統(tǒng)，各個(gè)部分緊密配合，大大提高了內(nèi)存分配和回收的效率。

再比如，在內(nèi)存訪問的優(yōu)化上，Linux 采用了高速緩存機(jī)制。高速緩存（Cache）就像是一個(gè)靠近 CPU 的小型快速存儲(chǔ)器，它存儲(chǔ)了頻繁訪問的內(nèi)存數(shù)據(jù)和指令。當(dāng) CPU 需要訪問內(nèi)存時(shí)，首先會(huì)在高速緩存中查找，如果找到所需數(shù)據(jù)，就可以直接讀取，大大縮短了訪問時(shí)間。這就好比我們在閱讀一本厚厚的書籍時(shí)，如果將經(jīng)常查閱的內(nèi)容記錄在一個(gè)便于翻閱的筆記本上，每次查找時(shí)就無需在整本書中逐頁尋找，從而節(jié)省了大量時(shí)間。Linux 通過合理地組織高速緩存，使得內(nèi)存訪問的命中率大幅提高，進(jìn)而提升了系統(tǒng)整體的運(yùn)行效率。

公平性也是 Linux 內(nèi)存管理設(shè)計(jì)中不可或缺的一環(huán)。在多任務(wù)環(huán)境下，每個(gè)進(jìn)程都需要獲得合理的內(nèi)存資源，以保證它們能夠正常運(yùn)行。Linux 通過內(nèi)存分配策略來確保公平性。例如，在進(jìn)程啟動(dòng)時(shí)，系統(tǒng)會(huì)根據(jù)其需求為其分配一定的內(nèi)存空間，并且在運(yùn)行過程中，會(huì)根據(jù)進(jìn)程的優(yōu)先級(jí)和實(shí)際內(nèi)存使用情況，動(dòng)態(tài)地調(diào)整內(nèi)存分配。這就如同在一場比賽中，每個(gè)選手都有公平的機(jī)會(huì)獲得比賽資源，而裁判會(huì)根據(jù)選手的表現(xiàn)和需求，合理地分配比賽時(shí)間和場地等資源。

Linux 內(nèi)存管理還注重對(duì)不同類型進(jìn)程的公平對(duì)待。無論是前臺(tái)交互進(jìn)程，還是后臺(tái)服務(wù)進(jìn)程，都能在內(nèi)存分配上得到合理的保障。前臺(tái)交互進(jìn)程通常對(duì)響應(yīng)速度要求較高，因?yàn)樗鼈冎苯优c用戶進(jìn)行交互，如用戶在使用圖形界面的應(yīng)用程序時(shí)，希望操作能夠得到即時(shí)反饋。Linux 會(huì)優(yōu)先為這類進(jìn)程分配足夠的內(nèi)存，以確保它們能夠快速響應(yīng)用戶的操作。而后臺(tái)服務(wù)進(jìn)程雖然對(duì)響應(yīng)速度的要求相對(duì)較低，但它們在系統(tǒng)中承擔(dān)著重要的服務(wù)任務(wù)，如網(wǎng)絡(luò)服務(wù)、文件服務(wù)等。Linux 也會(huì)根據(jù)它們的實(shí)際需求，為其分配穩(wěn)定的內(nèi)存資源，保證這些服務(wù)的正常運(yùn)行。

隨著計(jì)算機(jī)技術(shù)的不斷發(fā)展，系統(tǒng)的規(guī)模和應(yīng)用場景日益復(fù)雜，可擴(kuò)展性成為 Linux 內(nèi)存管理設(shè)計(jì)必須考慮的因素。Linux 內(nèi)存管理機(jī)制具備良好的可擴(kuò)展性，能夠適應(yīng)不同硬件平臺(tái)和應(yīng)用需求的變化。在硬件平臺(tái)方面，無論是小型嵌入式設(shè)備，還是大型服務(wù)器集群，Linux 都能有效地管理內(nèi)存。對(duì)于嵌入式設(shè)備，由于其硬件資源有限，內(nèi)存管理需要更加精細(xì)和高效，以充分利用有限的內(nèi)存空間。Linux 通過精簡內(nèi)存管理算法和數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)，減少內(nèi)存開銷，滿足嵌入式設(shè)備的需求。而對(duì)于大型服務(wù)器集群，內(nèi)存管理需要處理海量的內(nèi)存資源和高并發(fā)的內(nèi)存訪問請(qǐng)求。Linux 采用分布式內(nèi)存管理策略，將內(nèi)存管理任務(wù)分布到各個(gè)節(jié)點(diǎn)上，提高系統(tǒng)的整體性能和可擴(kuò)展性。

在面對(duì)不斷涌現(xiàn)的新應(yīng)用需求時(shí)，Linux 內(nèi)存管理也能夠靈活調(diào)整。例如，隨著大數(shù)據(jù)和人工智能技術(shù)的發(fā)展，應(yīng)用程序?qū)?nèi)存的需求呈現(xiàn)出多樣化和動(dòng)態(tài)化的特點(diǎn)。一些大數(shù)據(jù)處理應(yīng)用需要處理海量的數(shù)據(jù)，這就要求內(nèi)存管理能夠支持大規(guī)模內(nèi)存的分配和高效利用。Linux 通過引入新的內(nèi)存分配算法和技術(shù)，如大頁內(nèi)存（Huge Page）機(jī)制，滿足這類應(yīng)用對(duì)內(nèi)存的特殊需求。大頁內(nèi)存可以提供更大的內(nèi)存頁，減少頁表項(xiàng)的數(shù)量，從而降低內(nèi)存管理的開銷，提高大數(shù)據(jù)處理的效率。

二、物理內(nèi)存與虛擬內(nèi)存

2.1物理內(nèi)存的管理

物理內(nèi)存是計(jì)算機(jī)系統(tǒng)中實(shí)際存在的內(nèi)存，它由計(jì)算機(jī)硬件直接管理，通常由 DRAM 芯片組成，是計(jì)算機(jī)系統(tǒng)中最快的存儲(chǔ)器 ，其大小通常是固定的，取決于計(jì)算機(jī)硬件的配置。在 Linux 內(nèi)核中，物理內(nèi)存被劃分為一個(gè)個(gè)固定大小的頁框（Page Frame），每個(gè)頁框通常為 4KB（也有其他大小，如 2MB、1GB 的大頁）。內(nèi)核通過頁框號(hào)（Page Frame Number，PFN）來管理這些頁框，就像給圖書館的每一本書都編上了唯一的編號(hào)，方便查找和管理。

物理內(nèi)存的作用至關(guān)重要，它是程序運(yùn)行和數(shù)據(jù)存儲(chǔ)的直接場所。當(dāng)程序運(yùn)行時(shí)，其代碼和數(shù)據(jù)會(huì)被加載到物理內(nèi)存中，CPU 直接從物理內(nèi)存中讀取指令和數(shù)據(jù)進(jìn)行處理。比如，當(dāng)我們啟動(dòng)一個(gè)文本編輯器時(shí)，編輯器的程序代碼會(huì)被加載到物理內(nèi)存的某個(gè)區(qū)域，我們在編輯器中輸入的文本數(shù)據(jù)也會(huì)存儲(chǔ)在物理內(nèi)存中，這樣 CPU 才能快速地對(duì)這些數(shù)據(jù)進(jìn)行處理，實(shí)現(xiàn)文本的編輯、保存等操作。

2.2虛擬內(nèi)存的奧秘

虛擬內(nèi)存，簡單來說，是一種內(nèi)存管理技術(shù)，它為每個(gè)進(jìn)程提供了一個(gè)獨(dú)立的、連續(xù)的地址空間，讓進(jìn)程誤以為自己擁有一塊完整且足夠大的內(nèi)存空間 ，而無需關(guān)心實(shí)際物理內(nèi)存的具體布局和大小限制。這就好比你擁有一個(gè)超大的虛擬倉庫，你可以隨意規(guī)劃貨物的擺放位置，而不用擔(dān)心倉庫空間不夠。

虛擬內(nèi)存的主要作用之一是實(shí)現(xiàn)內(nèi)存地址轉(zhuǎn)換。在 Linux 系統(tǒng)中，每個(gè)進(jìn)程都有自己的虛擬地址空間，這個(gè)空間通過頁表（Page Table）與物理內(nèi)存進(jìn)行映射。頁表就像是一本地址翻譯字典，負(fù)責(zé)將進(jìn)程使用的虛擬地址翻譯成實(shí)際的物理地址。

當(dāng)程序運(yùn)行時(shí)，它所訪問的內(nèi)存地址都是虛擬地址。例如，當(dāng)程序需要讀取某個(gè)變量的值時(shí)，它會(huì)給出一個(gè)虛擬地址。CPU 首先會(huì)根據(jù)這個(gè)虛擬地址中的頁號(hào)（Page Number）在頁表中查找對(duì)應(yīng)的物理頁框號(hào)（Page Frame Number）。如果頁表中存在這個(gè)映射關(guān)系（即頁表項(xiàng)有效），CPU 就可以通過物理頁框號(hào)和虛擬地址中的頁內(nèi)偏移（Offset）計(jì)算出實(shí)際的物理地址，從而訪問到物理內(nèi)存中的數(shù)據(jù)。

但如果頁表中沒有找到對(duì)應(yīng)的映射關(guān)系（即發(fā)生缺頁異常，Page Fault），系統(tǒng)會(huì)認(rèn)為這個(gè)虛擬頁還沒有被加載到物理內(nèi)存中。此時(shí)，操作系統(tǒng)會(huì)介入，從磁盤的交換區(qū)（Swap Area）或者文件系統(tǒng)中找到對(duì)應(yīng)的物理頁，并將其加載到物理內(nèi)存中，同時(shí)更新頁表，建立虛擬地址與物理地址的映射關(guān)系。之后，程序就可以通過新建立的映射關(guān)系訪問到數(shù)據(jù)了。

為了更直觀地理解，我們可以把虛擬內(nèi)存想象成一個(gè)圖書館的目錄系統(tǒng)。每個(gè)進(jìn)程就像是一個(gè)讀者，擁有自己的目錄（虛擬地址空間）。當(dāng)讀者想要查找某本書（訪問數(shù)據(jù)）時(shí)，會(huì)先在自己的目錄中找到對(duì)應(yīng)的條目（虛擬地址），然后通過這個(gè)條目去書架（物理內(nèi)存）上找到實(shí)際的書。如果書架上沒有這本書（缺頁異常），圖書館管理員（操作系統(tǒng)）就會(huì)從倉庫（磁盤）中把書取出來放到書架上，并更新目錄（頁表），以便下次讀者能更快地找到這本書。

例如：對(duì)于程序計(jì)數(shù)器位數(shù)為32位的處理器來說，他的地址發(fā)生器所能發(fā)出的地址數(shù)目為2^32=4G個(gè)，于是這個(gè)處理器所能訪問的最大內(nèi)存空間就是4G。在計(jì)算機(jī)技術(shù)中，這個(gè)值就叫做處理器的尋址空間或?qū)ぶ纺芰Α?/span>

照理說，為了充分利用處理器的尋址空間，就應(yīng)按照處理器的最大尋址來為其分配系統(tǒng)的內(nèi)存。如果處理器具有32位程序計(jì)數(shù)器，那么就應(yīng)該按照下圖的方式，為其配備4G的內(nèi)存：

這樣，處理器所發(fā)出的每一個(gè)地址都會(huì)有一個(gè)真實(shí)的物理存儲(chǔ)單元與之對(duì)應(yīng)；同時(shí)，每一個(gè)物理存儲(chǔ)單元都有唯一的地址與之對(duì)應(yīng)。這顯然是一種最理想的情況。

但遺憾的是，實(shí)際上計(jì)算機(jī)所配置內(nèi)存的實(shí)際空間常常小于處理器的尋址范圍，這是就會(huì)因處理器的一部分尋址空間沒有對(duì)應(yīng)的物理存儲(chǔ)單元，從而導(dǎo)致處理器尋址能力的浪費(fèi)。例如：如下圖的系統(tǒng)中，具有32位尋址能力的處理器只配置了256M的內(nèi)存儲(chǔ)器，這就會(huì)造成大量的浪費(fèi)：

另外，還有一些處理器因外部地址線的根數(shù)小于處理器程序計(jì)數(shù)器的位數(shù)，而使地址總線的根數(shù)不滿足處理器的尋址范圍，從而處理器的其余尋址能力也就被浪費(fèi)了。例如：Intel8086處理器的程序計(jì)數(shù)器位32位，而處理器芯片的外部地址總線只有20根，所以它所能配置的最大內(nèi)存為1MB：

在實(shí)際的應(yīng)用中，如果需要運(yùn)行的應(yīng)用程序比較小，所需內(nèi)存容量小于計(jì)算機(jī)實(shí)際所配置的內(nèi)存空間，自然不會(huì)出什么問題。但是，目前很多的應(yīng)用程序都比較大，計(jì)算機(jī)實(shí)際所配置的內(nèi)存空間無法滿足。

實(shí)踐和研究都證明：一個(gè)應(yīng)用程序總是逐段被運(yùn)行的，而且在一段時(shí)間內(nèi)會(huì)穩(wěn)定運(yùn)行在某一段程序里。

這也就出現(xiàn)了一個(gè)方法：如下圖所示，把要運(yùn)行的那一段程序自輔存復(fù)制到內(nèi)存中來運(yùn)行，而其他暫時(shí)不運(yùn)行的程序段就讓它仍然留在輔存。

當(dāng)需要執(zhí)行另一端尚未在內(nèi)存的程序段（如程序段2），如下圖所示，就可以把內(nèi)存中程序段1的副本復(fù)制回輔存，在內(nèi)存騰出必要的空間后，再把輔存中的程序段2復(fù)制到內(nèi)存空間來執(zhí)行即可：

在計(jì)算機(jī)技術(shù)中，把內(nèi)存中的程序段復(fù)制回輔存的做法叫做“換出”，而把輔存中程序段映射到內(nèi)存的做法叫做“換入”。經(jīng)過不斷有目的的換入和換出，處理器就可以運(yùn)行一個(gè)大于實(shí)際物理內(nèi)存的應(yīng)用程序了。或者說，處理器似乎是擁有了一個(gè)大于實(shí)際物理內(nèi)存的內(nèi)存空間。于是，這個(gè)存儲(chǔ)空間叫做虛擬內(nèi)存空間，而把真正的內(nèi)存叫做實(shí)際物理內(nèi)存，或簡稱為物理內(nèi)存。

那么對(duì)于一臺(tái)真實(shí)的計(jì)算機(jī)來說，它的虛擬內(nèi)存空間又有多大呢？計(jì)算機(jī)虛擬內(nèi)存空間的大小是由程序計(jì)數(shù)器的尋址能力來決定的。例如：在程序計(jì)數(shù)器的位數(shù)為32的處理器中，它的虛擬內(nèi)存空間就為4GB。

可見，如果一個(gè)系統(tǒng)采用了虛擬內(nèi)存技術(shù)，那么它就存在著兩個(gè)內(nèi)存空間：虛擬內(nèi)存空間和物理內(nèi)存空間。虛擬內(nèi)存空間中的地址叫做“虛擬地址”；而實(shí)際物理內(nèi)存空間中的地址叫做“實(shí)際物理地址”或“物理地址”。處理器運(yùn)算器和應(yīng)用程序設(shè)計(jì)人員看到的只是虛擬內(nèi)存空間和虛擬地址，而處理器片外的地址總線看到的只是物理地址空間和物理地址。

由于存在兩個(gè)內(nèi)存地址，因此一個(gè)應(yīng)用程序從編寫到被執(zhí)行，需要進(jìn)行兩次映射。第一次是映射到虛擬內(nèi)存空間，第二次時(shí)映射到物理內(nèi)存空間。在計(jì)算機(jī)系統(tǒng)中，第兩次映射的工作是由硬件和軟件共同來完成的。承擔(dān)這個(gè)任務(wù)的硬件部分叫做存儲(chǔ)管理單元MMU，軟件部分就是操作系統(tǒng)的內(nèi)存管理模塊了。

在映射工作中，為了記錄程序段占用物理內(nèi)存的情況，操作系統(tǒng)的內(nèi)存管理模塊需要建立一個(gè)表格，該表格以虛擬地址為索引，記錄了程序段所占用的物理內(nèi)存的物理地址。這個(gè)虛擬地址/物理地址記錄表便是存儲(chǔ)管理單元MMU把虛擬地址轉(zhuǎn)化為實(shí)際物理地址的依據(jù)，記錄表與存儲(chǔ)管理單元MMU的作用如下圖所示：

綜上所述，虛擬內(nèi)存技術(shù)的實(shí)現(xiàn)，是建立在應(yīng)用程序可以分成段，并且具有“在任何時(shí)候正在使用的信息總是所有存儲(chǔ)信息的一小部分”的局部特性基礎(chǔ)上的。它是通過用輔存空間模擬RAM來實(shí)現(xiàn)的一種使機(jī)器的作業(yè)地址空間大于實(shí)際內(nèi)存的技術(shù)。

從處理器運(yùn)算裝置和程序設(shè)計(jì)人員的角度來看，它面對(duì)的是一個(gè)用MMU、映射記錄表和物理內(nèi)存封裝起來的一個(gè)虛擬內(nèi)存空間，這個(gè)存儲(chǔ)空間的大小取決于處理器程序計(jì)數(shù)器的尋址空間。

可見，程序映射表是實(shí)現(xiàn)虛擬內(nèi)存的技術(shù)關(guān)鍵，它可給系統(tǒng)帶來如下特點(diǎn)：

• 系統(tǒng)中每一個(gè)程序各自都有一個(gè)大小與處理器尋址空間相等的虛擬內(nèi)存空間；
• 在一個(gè)具體時(shí)刻，處理器只能使用其中一個(gè)程序的映射記錄表，因此它只看到多個(gè)程序虛存空間中的一個(gè)，這樣就保證了各個(gè)程序的虛存空間時(shí)互不相擾、各自獨(dú)立的；
• 使用程序映射表可方便地實(shí)現(xiàn)物理內(nèi)存的共享。

三、深度剖析核心技術(shù)

3.1分頁：虛擬內(nèi)存的基石

在 Linux 的世界里，內(nèi)存分頁機(jī)制就像是一位有條不紊的大管家，精心管理著系統(tǒng)的內(nèi)存資源。簡單來說，內(nèi)存分頁機(jī)制就是把物理內(nèi)存和虛擬內(nèi)存分割成固定大小的小塊，這些小塊被稱作 “頁” ，每個(gè)頁的大小一般為 4KB 或者 8KB。就好比你有一個(gè)巨大的倉庫（內(nèi)存），為了更好地管理里面的貨物（數(shù)據(jù)），你把倉庫劃分成了一個(gè)個(gè)大小相同的小隔間（頁）。

(1)什么是分頁機(jī)制

分頁機(jī)制是 80x86 內(nèi)存管理機(jī)制的第二部分。它在分段機(jī)制的基礎(chǔ)上完成虛擬地址到物理地址的轉(zhuǎn)換過程。分段機(jī)制把邏輯地址轉(zhuǎn)換成線性地址，而分頁機(jī)制則把線性地址轉(zhuǎn)換成物理地址。分頁機(jī)制可用于任何一種分段模型。處理器分頁機(jī)制會(huì)把線性地址空間劃分成頁面，然后這些線性地址空間頁面被映射到物理地址空間的頁面上。分頁機(jī)制的幾種頁面級(jí)保護(hù)措施，可和分段機(jī)制保護(hù)措施或用或替代分段機(jī)制的保護(hù)措施。

(2)分頁機(jī)制如何啟用

在我們進(jìn)行程序開發(fā)的時(shí)候，一般情況下，是不需要管理內(nèi)存的，也不需要操心內(nèi)存夠不夠用，其實(shí)，這就是分頁機(jī)制給我們帶來的好處。它是實(shí)現(xiàn)虛擬存儲(chǔ)的關(guān)鍵，位于線性地址與物理地址之間，在使用這種內(nèi)存分頁管理方法時(shí)，每個(gè)執(zhí)行中的進(jìn)程（任務(wù)）可以使用比實(shí)際內(nèi)存容量大得多的連續(xù)地址空間。而且當(dāng)系統(tǒng)內(nèi)存實(shí)際上被分成很多凌亂的塊時(shí)，它可以建立一個(gè)大而連續(xù)的內(nèi)存空間的映象，好讓程序不用操心和管理這些分散的內(nèi)存塊。

分頁機(jī)制增強(qiáng)了分段機(jī)制的性能。頁地址變換是建立在段變換基礎(chǔ)之上的。因?yàn)椋喂芾頇C(jī)制對(duì)于Intel處理器來說是最基本的，任何時(shí)候都無法關(guān)閉。所以即使啟用了頁管理功能，分段機(jī)制依然是起作用的，段部件也依然工作。

分頁只能在保護(hù)模式（CR0.PE = 1）下使用。在保護(hù)模式下，是否開啟分頁，由 CR0. PG 位（位 31）決定：

• 當(dāng) CR0.PG = 0 時(shí)，未開啟分頁，線性地址等同于物理地址；
• 當(dāng) CR0.PG = 1 時(shí)，開啟分頁。

(3)分頁機(jī)制線性地址到物理地址轉(zhuǎn)換過程

80x86使用 4K 字節(jié)固定大小的頁面，每個(gè)頁面均是 4KB，并且對(duì)其于 4K 地址邊界處。這表示分頁機(jī)制把 2^32字節(jié)(4GB)的線性地址空間劃分成 2^20(1M = 1048576)個(gè)頁面。分頁機(jī)制通過把線性地址空間中的頁面重新定位到物理地址空間中進(jìn)行操作。由于 4K 大小的頁面作為一個(gè)單元進(jìn)行映射，并且對(duì)其于 4K 邊界，因此線性地址的低 12 位可做為頁內(nèi)偏移地量直接作為物理地址的低 12 位。分頁機(jī)制執(zhí)行的重定向功能可以看作是把線性地址的高 20 位轉(zhuǎn)換到對(duì)應(yīng)物理地址的高 20 位。

線性到物理地址轉(zhuǎn)換功能，被擴(kuò)展成允許一個(gè)線性地址被標(biāo)注為無效的，而非要讓其產(chǎn)生一個(gè)物理地址。以下兩種情況一個(gè)頁面可以被標(biāo)注為無效的：

• 操作系統(tǒng)不支持的線性地址。
• 對(duì)應(yīng)的虛擬內(nèi)存系統(tǒng)中的頁面在磁盤上而非在物理內(nèi)存中。

在第一中情況下，產(chǎn)生無效地址的程序必須被終止，在第二種情況下，該無效地址實(shí)際上是請(qǐng)求 操作系統(tǒng)虛擬內(nèi)存管理器 把對(duì)應(yīng)的頁面從磁盤加載到物理內(nèi)存中，以供程序訪問。因?yàn)闊o效頁面通常與虛擬存儲(chǔ)系統(tǒng)相關(guān)，因此它們被稱為不存在頁面，由頁表中稱為存在的屬性來確定。

當(dāng)使用分頁時(shí)，處理器會(huì)把線性地址空間劃分成固定大小的頁面（4KB），這些頁面可以映射到物理內(nèi)存中或磁盤存儲(chǔ)空間中，當(dāng)一個(gè)程序引用內(nèi)存中的邏輯地址時(shí)，處理器會(huì)把該邏輯地址轉(zhuǎn)換成一個(gè)線性地址，然后使用分頁機(jī)制把該線性地址轉(zhuǎn)換成對(duì)應(yīng)的物理地址。

如果包含線性地址的頁面不在當(dāng)前物理內(nèi)存中，處理器就會(huì)產(chǎn)生一個(gè)頁錯(cuò)誤異常。頁錯(cuò)誤異常處理程序就會(huì)讓操作系統(tǒng)從磁盤中把相應(yīng)頁面加載到物理內(nèi)存中（操作過程中可能會(huì)把物理內(nèi)存中不同的頁面寫到磁盤上）。當(dāng)頁面加載到物理內(nèi)存之后，從異常處理過程的返回操作會(huì)使異常的指令被重新執(zhí)行。處理器把用于線性地址轉(zhuǎn)換成物理地址和用于產(chǎn)生頁錯(cuò)誤的信息包含在存儲(chǔ)與內(nèi)存中的頁目錄與頁表中。

(4)分頁機(jī)制與分段機(jī)制的不同

分頁與分段的最大的不同之處在于分頁使用了固定長度的頁面。段的長度通常與存放在其中的代碼或數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)有相同的長度。與段不同，頁面有固定的長度。如果僅使用分段地址轉(zhuǎn)換，那么存儲(chǔ)在物理內(nèi)存中的一個(gè)數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)將包含其所有的部分。如果使用了分頁，那么一個(gè)數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)就可以一部分存儲(chǔ)與物理內(nèi)存中，而另一部分保存在磁盤中。

為了減少地址轉(zhuǎn)換所要求的總線周期數(shù)量，最近訪問的頁目錄和頁表會(huì)被存放在處理器的一個(gè)叫做轉(zhuǎn)換查找緩沖區(qū)（TLB）的緩沖器件中。TLB 可以滿足大多數(shù)讀頁目錄和頁表的請(qǐng)求而無需使用總線周期。只有當(dāng) TLB 中不包含所要求的頁表項(xiàng)是才會(huì)出現(xiàn)使用額外的總線周期從內(nèi)存讀取頁表項(xiàng)。通常在一個(gè)頁表項(xiàng)很長時(shí)間沒有訪問過時(shí)才會(huì)出現(xiàn)這種情況。

3.2交換空間：內(nèi)存不足時(shí)的后盾

首先呢，提一個(gè)概念，交換空間（swap space），這個(gè)大家應(yīng)該不陌生，在重裝系統(tǒng)的時(shí)候，會(huì)讓你選擇磁盤分區(qū)，就比如說一個(gè)硬盤分幾個(gè)部分去管理。其中就會(huì)分一部分磁盤空間用作交換，叫做swap space。其實(shí)就是一段臨時(shí)存儲(chǔ)空間，內(nèi)存不夠用的時(shí)候就用它了，雖然它也在磁盤中，但省去了很多的查找時(shí)間啊。當(dāng)發(fā)生進(jìn)程切換的時(shí)候，內(nèi)存與交換空間就要發(fā)生數(shù)據(jù)交換一滿足需求。所以啊，進(jìn)程的切換消耗是很大的，這也說明了為什么自旋鎖比信號(hào)量效率高的原因。

那么我們的程序里申請(qǐng)的內(nèi)存的時(shí)候，linux內(nèi)核其實(shí)只分配一個(gè)虛擬內(nèi)存（ 線性地址），并沒有分配實(shí)際的物理內(nèi)存。只有當(dāng)程序真正使用這塊內(nèi)存時(shí)，才會(huì)分配物理內(nèi)存。這就叫做延遲分配和請(qǐng)頁機(jī)制。釋放內(nèi)存時(shí)，先釋放線性區(qū)對(duì)應(yīng)的物理內(nèi)存，然后釋放線性區(qū)；"請(qǐng)頁機(jī)制"將物理內(nèi)存的分配延后了，這樣是充分利用了程序的局部性原來，節(jié)約內(nèi)存空間，提高系統(tǒng)吞吐；就是說一個(gè)函數(shù)可能只在物理內(nèi)存中呆了一會(huì)，用完了就被清除出去了，雖然在虛擬地址空間還在。（不過虛擬地址空間不是事實(shí)上的存儲(chǔ)，所以只能說這個(gè)函數(shù)占據(jù)了一段虛擬地址空間，當(dāng)你訪問這段地址時(shí)，就會(huì)產(chǎn)生缺頁處理，從交換區(qū)把對(duì)應(yīng)的代碼搬到物理內(nèi)存上來）

Swap 交換機(jī)制是 Linux 虛擬內(nèi)存管理的另一個(gè)重要組成部分。簡單來說，Swap 是磁盤上的一塊區(qū)域，當(dāng)物理內(nèi)存不足時(shí)，系統(tǒng)會(huì)將一部分暫時(shí)不用的內(nèi)存頁面（Page）交換到 Swap 空間中，騰出物理內(nèi)存給更需要的進(jìn)程使用 。當(dāng)被交換出去的頁面再次被訪問時(shí)，系統(tǒng)會(huì)將其從 Swap 空間換回到物理內(nèi)存中。

Swap 交換機(jī)制的工作原理涉及到內(nèi)存回收和頁面置換算法。當(dāng)系統(tǒng)內(nèi)存緊張時(shí)，內(nèi)核會(huì)啟動(dòng)內(nèi)存回收機(jī)制，掃描內(nèi)存中的頁面，選擇一些不常用或最近最少使用的頁面進(jìn)行回收。如果這些頁面是匿名頁面（沒有關(guān)聯(lián)到文件的內(nèi)存頁面，如進(jìn)程的堆和棧空間），就會(huì)被交換到 Swap 空間中；如果是文件映射頁面（關(guān)聯(lián)到文件的內(nèi)存頁面，如共享庫、文件緩存等），則會(huì)根據(jù)情況進(jìn)行處理，臟頁面（被修改過的頁面）會(huì)被寫回文件，干凈頁面（未被修改過的頁面）可以直接釋放。

Swap 交換機(jī)制對(duì)系統(tǒng)性能有著重要的影響。當(dāng) Swap 使用頻繁時(shí)，說明物理內(nèi)存不足，系統(tǒng)需要頻繁地在物理內(nèi)存和 Swap 空間之間交換頁面，這會(huì)導(dǎo)致磁盤 I/O 增加，系統(tǒng)性能下降 。因?yàn)榇疟P的讀寫速度遠(yuǎn)遠(yuǎn)低于內(nèi)存，過多的 Swap 操作會(huì)使系統(tǒng)變得遲緩。因此，在實(shí)際應(yīng)用中，需要合理配置 Swap 空間的大小，并密切關(guān)注系統(tǒng)的內(nèi)存使用情況，避免 Swap 過度使用。

例如，可以通過調(diào)整/proc/sys/vm/swappiness參數(shù)來控制系統(tǒng)對(duì) Swap 的使用傾向，swappiness的值范圍是 0 - 100，表示系統(tǒng)將內(nèi)存頁面交換到 Swap 空間的傾向程度，值越大表示越傾向于使用 Swap 。一般來說，對(duì)于內(nèi)存充足的系統(tǒng)，可以將swappiness設(shè)置為較低的值，如 10 或 20，以減少不必要的 Swap 操作；對(duì)于內(nèi)存緊張的系統(tǒng)，可以適當(dāng)提高swappiness的值，但也要注意不要過高，以免嚴(yán)重影響性能。

3.3內(nèi)存映射：高效 I/O 的秘訣

內(nèi)存映射，英文名為 Memory - mapped I/O，從字面意思理解，就是將磁盤文件的數(shù)據(jù)映射到內(nèi)存中。在 Linux 系統(tǒng)中，這一機(jī)制允許進(jìn)程把一個(gè)文件或者設(shè)備的數(shù)據(jù)關(guān)聯(lián)到內(nèi)存地址空間，使得進(jìn)程能夠像訪問內(nèi)存一樣對(duì)文件進(jìn)行操作 。

舉個(gè)簡單的例子，假設(shè)有一個(gè)文本文件，通常我們讀取它時(shí)，會(huì)使用read函數(shù)，數(shù)據(jù)從磁盤先讀取到內(nèi)核緩沖區(qū)，再拷貝到用戶空間。而內(nèi)存映射則直接在進(jìn)程的虛擬地址空間中為這個(gè)文件創(chuàng)建一個(gè)映射區(qū)域，進(jìn)程可以直接通過指針訪問這個(gè)映射區(qū)域，就好像文件數(shù)據(jù)已經(jīng)在內(nèi)存中一樣，大大簡化了文件操作的流程 。

內(nèi)存映射的工作原理涉及到虛擬內(nèi)存、頁表以及文件系統(tǒng)等多個(gè)方面的知識(shí)。當(dāng)進(jìn)程調(diào)用mmap函數(shù)進(jìn)行內(nèi)存映射時(shí)，大致會(huì)經(jīng)歷以下幾個(gè)關(guān)鍵步驟 ：

1. 虛擬內(nèi)存區(qū)域創(chuàng)建：系統(tǒng)首先在進(jìn)程的虛擬地址空間中尋找一段滿足要求的連續(xù)空閑虛擬地址，然后為這段虛擬地址分配一個(gè)vm_area_struct結(jié)構(gòu)，這個(gè)結(jié)構(gòu)用于描述虛擬內(nèi)存區(qū)域的各種屬性，如起始地址、結(jié)束地址、權(quán)限等，并將其插入到進(jìn)程的虛擬地址區(qū)域鏈表或樹中 。就好比在一片空地上，規(guī)劃出一塊特定大小和用途的區(qū)域，并做好標(biāo)記。
2. 地址映射建立：通過待映射的文件指針，找到對(duì)應(yīng)的文件描述符，進(jìn)而鏈接到內(nèi)核 “已打開文件集” 中該文件的文件結(jié)構(gòu)體。再通過這個(gè)文件結(jié)構(gòu)體，調(diào)用內(nèi)核函數(shù)mmap，定位到文件磁盤物理地址，然后通過remap_pfn_range函數(shù)建立頁表，實(shí)現(xiàn)文件物理地址和進(jìn)程虛擬地址的一一映射關(guān)系 。這一步就像是在規(guī)劃好的區(qū)域和實(shí)際的文件存儲(chǔ)位置之間建立起一條通道，讓數(shù)據(jù)能夠順利流通。不過，此時(shí)只是建立了地址映射，真正的數(shù)據(jù)還沒有拷貝到內(nèi)存中 。
3. 數(shù)據(jù)加載（缺頁異常處理）：當(dāng)進(jìn)程首次訪問映射區(qū)域中的數(shù)據(jù)時(shí)，由于數(shù)據(jù)還未在物理內(nèi)存中，會(huì)觸發(fā)缺頁異常。內(nèi)核會(huì)捕獲這個(gè)異常，然后在交換緩存空間（swap cache）中尋找需要訪問的內(nèi)存頁，如果沒有找到，則調(diào)用nopage函數(shù)把所缺的頁從磁盤裝入到主存中 。這個(gè)過程就像是當(dāng)你需要使用某個(gè)物品，但它不在身邊，你就需要去存放它的地方把它取回來。之后，進(jìn)程就可以對(duì)這片主存進(jìn)行正常的讀或?qū)懖僮鳎绻麑懖僮鞲淖兞藬?shù)據(jù)內(nèi)容，系統(tǒng)會(huì)在一定時(shí)間后自動(dòng)將臟頁面回寫臟頁面到對(duì)應(yīng)磁盤地址，完成寫入到文件的過程 。當(dāng)然，也可以調(diào)用msync函數(shù)來強(qiáng)制同步，讓數(shù)據(jù)立即保存到文件里 。

mmap內(nèi)存映射的實(shí)現(xiàn)過程，總的來說可以分為三個(gè)階段：

①進(jìn)程啟動(dòng)映射過程，并在虛擬地址空間中為映射創(chuàng)建虛擬映射區(qū)域

• 進(jìn)程在用戶空間調(diào)用庫函數(shù)mmap，原型：void *mmap(void *start, size_t length, int prot, int flags, int fd, off_t offset);
• 在當(dāng)前進(jìn)程的虛擬地址空間中，尋找一段空閑的滿足要求的連續(xù)的虛擬地址
• 為此虛擬區(qū)分配一個(gè)vm_area_struct結(jié)構(gòu)，接著對(duì)這個(gè)結(jié)構(gòu)的各個(gè)域進(jìn)行了初始化
• 將新建的虛擬區(qū)結(jié)構(gòu)（vm_area_struct）插入進(jìn)程的虛擬地址區(qū)域鏈表或樹中

②調(diào)用內(nèi)核空間的系統(tǒng)調(diào)用函數(shù)mmap（不同于用戶空間函數(shù)），實(shí)現(xiàn)文件物理地址和進(jìn)程虛擬地址的一一映射關(guān)系

• 為映射分配了新的虛擬地址區(qū)域后，通過待映射的文件指針，在文件描述符表中找到對(duì)應(yīng)的文件描述符，通過文件描述符，鏈接到內(nèi)核“已打開文件集”中該文件的文件結(jié)構(gòu)體（struct file），每個(gè)文件結(jié)構(gòu)體維護(hù)著和這個(gè)已打開文件相關(guān)各項(xiàng)信息。
• 通過該文件的文件結(jié)構(gòu)體，鏈接到file_operations模塊，調(diào)用內(nèi)核函數(shù)mmap，其原型為：int mmap(struct file *filp, struct vm_area_struct *vma)，不同于用戶空間庫函數(shù)。
• 內(nèi)核mmap函數(shù)通過虛擬文件系統(tǒng)inode模塊定位到文件磁盤物理地址。
• 通過remap_pfn_range函數(shù)建立頁表，即實(shí)現(xiàn)了文件地址和虛擬地址區(qū)域的映射關(guān)系。此時(shí)，這片虛擬地址并沒有任何數(shù)據(jù)關(guān)聯(lián)到主存中。

③進(jìn)程發(fā)起對(duì)這片映射空間的訪問，引發(fā)缺頁異常，實(shí)現(xiàn)文件內(nèi)容到物理內(nèi)存（主存）的拷貝

注：前兩個(gè)階段僅在于創(chuàng)建虛擬區(qū)間并完成地址映射，但是并沒有將任何文件數(shù)據(jù)的拷貝至主存。真正的文件讀取是當(dāng)進(jìn)程發(fā)起讀或?qū)懖僮鲿r(shí)。

• 進(jìn)程的讀或?qū)懖僮髟L問虛擬地址空間這一段映射地址，通過查詢頁表，發(fā)現(xiàn)這一段地址并不在物理頁面上。因?yàn)槟壳爸唤⒘说刂酚成洌嬲挠脖P數(shù)據(jù)還沒有拷貝到內(nèi)存中，因此引發(fā)缺頁異常。
• 缺頁異常進(jìn)行一系列判斷，確定無非法操作后，內(nèi)核發(fā)起請(qǐng)求調(diào)頁過程。
• 調(diào)頁過程先在交換緩存空間（swap cache）中尋找需要訪問的內(nèi)存頁，如果沒有則調(diào)用nopage函數(shù)把所缺的頁從磁盤裝入到主存中。
• 之后進(jìn)程即可對(duì)這片主存進(jìn)行讀或者寫的操作，如果寫操作改變了其內(nèi)容，一定時(shí)間后系統(tǒng)會(huì)自動(dòng)回寫臟頁面到對(duì)應(yīng)磁盤地址，也即完成了寫入到文件的過程。
• 注：修改過的臟頁面并不會(huì)立即更新回文件中，而是有一段時(shí)間的延遲，可以調(diào)用msync()來強(qiáng)制同步, 這樣所寫的內(nèi)容就能立即保存到文件里了。

四、內(nèi)存管理機(jī)制的具體實(shí)現(xiàn)

4.1slab 分配器：小內(nèi)存的管理者

slab分配器是Linux內(nèi)核中用于管理小內(nèi)存對(duì)象的一種高效內(nèi)存分配機(jī)制，主要用于管理那些頻繁分配和釋放、大小相對(duì)固定的小內(nèi)存對(duì)象，其設(shè)計(jì)目的是為了解決伙伴系統(tǒng)在分配小內(nèi)存時(shí)存在的內(nèi)存浪費(fèi)和分配效率低的問題 。

slab 分配器的工作機(jī)制基于對(duì)象復(fù)用和緩存技術(shù)。它預(yù)先分配一組相同大小的內(nèi)存塊，將這些內(nèi)存塊組成一個(gè)緩存（Cache），每個(gè)緩存專門用于存儲(chǔ)特定類型的對(duì)象。當(dāng)內(nèi)核需要分配一個(gè)小內(nèi)存對(duì)象時(shí)，首先會(huì)在對(duì)應(yīng)的緩存中查找空閑的內(nèi)存塊。如果緩存中有空閑塊，就直接從緩存中分配，避免了通過伙伴系統(tǒng)進(jìn)行內(nèi)存分配的開銷。當(dāng)對(duì)象不再使用時(shí)，將其釋放回緩存中，而不是立即歸還給伙伴系統(tǒng)，以便后續(xù)再次使用。

例如，在 Linux 內(nèi)核中，進(jìn)程描述符（struct task_struct）是一種頻繁使用的小內(nèi)存對(duì)象。slab 分配器會(huì)為進(jìn)程描述符創(chuàng)建一個(gè)專門的緩存，在系統(tǒng)啟動(dòng)時(shí)，預(yù)先分配一定數(shù)量的內(nèi)存塊，這些內(nèi)存塊的大小剛好適合存儲(chǔ)進(jìn)程描述符。當(dāng)創(chuàng)建一個(gè)新進(jìn)程時(shí)，內(nèi)核直接從這個(gè)緩存中獲取一個(gè)空閑的內(nèi)存塊，用于存儲(chǔ)新進(jìn)程的描述符。當(dāng)進(jìn)程結(jié)束時(shí)，對(duì)應(yīng)的內(nèi)存塊被釋放回緩存中，等待下一次使用。

①創(chuàng)建slab緩存區(qū)

該函數(shù)創(chuàng)建一個(gè)slab緩存（后備高速緩沖區(qū)），它是一個(gè)可以駐留任意數(shù)目全部同樣大小的后備緩存。其原型如下：

struct kmem_cache *kmem_cache_create(const char *name, size_t size, \
                   size_t align, unsigned long flags,\
                   void (*ctor)(void *, struct kmem_cache *, unsigned long),\
                   void (*dtor)(void *, struct kmem_cache *, unsigned ong)));

其中：

• name：創(chuàng)建的緩存名；
• size：可容納的緩存塊個(gè)數(shù)；
• align：后備高速緩沖區(qū)中第一個(gè)內(nèi)存塊的偏移量（一般置為0）；
• flags：控制如何進(jìn)行分配的位掩碼，包括 SLAB_NO_REAP（即使內(nèi)存緊缺也不自動(dòng)收縮這塊緩存）、SLAB_HWCACHE_ALIGN （ 每 個(gè) 數(shù) 據(jù) 對(duì) 象 被 對(duì) 齊 到 一 個(gè) 緩 存 行 ）、SLAB_CACHE_DMA（要求數(shù)據(jù)對(duì)象在 DMA 內(nèi)存區(qū)分配）等）；
• ctor：是可選的內(nèi)存塊對(duì)象構(gòu)造函數(shù)（初始化函數(shù)）；
• dtor：是可選的內(nèi)存對(duì)象塊析構(gòu)函數(shù)（釋放函數(shù)）。

②分配slab緩存函數(shù)

一旦創(chuàng)建完后備高速緩沖區(qū)后，就可以調(diào)用kmem_cache_alloc()在緩存區(qū)分配一個(gè)內(nèi)存塊對(duì)象了，其原型如下：

void *kmem_cache_alloc(struct kmem_cache *cachep, gfp_t flags);

cachep指向開始分配的后備高速緩存，flags與傳給kmalloc函數(shù)的參數(shù)相同，一般為GFP_KERNEL。

③釋放slab緩存

該函數(shù)釋放一個(gè)內(nèi)存塊對(duì)象：

void *kmem_cache_free(struct kmem_cache *cachep, void *objp);

④銷毀slab緩存

與kmem_cache_create對(duì)應(yīng)的是銷毀函數(shù)，釋放一個(gè)后備高速緩存：

int kmem_cache_destroy(struct kmem_cache *cachep);

它必須等待所有已經(jīng)分配的內(nèi)存塊對(duì)象被釋放后才能釋放后備高速緩存區(qū)。

⑤slab緩存使用舉例

創(chuàng)建一個(gè)存放線程結(jié)構(gòu)體（struct thread_info）的后備高速緩存，因?yàn)樵趌inux中涉及頻繁的線程創(chuàng)建與釋放，如果使用__get_free_page()函數(shù)會(huì)造成內(nèi)存的大量浪費(fèi)，效率也不高。所以在linux內(nèi)核的初始化階段就創(chuàng)建了一個(gè)名為thread_info的后備高速緩存，代碼如下：

/* 創(chuàng)建slab緩存 */
static struct kmem_cache *thread_info_cache;
thread_info_cache = kmem_cache_create("thread_info", sizeof(struct thread_info), \
                    SLAB_HWCACHE_ALIGN|SLAB_PANIC, NULL, NULL);

/* 分配slab緩存 */
struct thread_info *ti;
ti = kmem_cache_alloc(thread_info_cache, GFP_KERNEL);

/* 使用slab緩存 */
...
/* 釋放slab緩存 */
kmem_cache_free(thread_info_cache, ti);
kmem_cache_destroy(thread_info_cache);

這種機(jī)制在管理小對(duì)象時(shí)具有明顯的優(yōu)勢。一方面，它減少了內(nèi)存碎片的產(chǎn)生。由于緩存中的內(nèi)存塊大小固定，且專門用于存儲(chǔ)特定類型的對(duì)象，避免了因不同大小的內(nèi)存需求而導(dǎo)致的內(nèi)存碎片化問題。另一方面，通過對(duì)象復(fù)用，減少了內(nèi)存分配和釋放的次數(shù)，從而提高了內(nèi)存分配的效率。因?yàn)閺木彺嬷蟹峙浜歪尫艃?nèi)存塊的操作比通過伙伴系統(tǒng)進(jìn)行內(nèi)存分配和釋放要快得多，減少了系統(tǒng)調(diào)用和內(nèi)存管理的開銷，使得內(nèi)核在處理大量小內(nèi)存對(duì)象的分配和釋放時(shí)能夠更加高效地運(yùn)行 。

4.2buddy 系統(tǒng)：大塊內(nèi)存的管家

buddy 系統(tǒng)是 Linux 內(nèi)核中用于管理物理內(nèi)存的一種重要機(jī)制，主要負(fù)責(zé)大塊連續(xù)內(nèi)存的分配和回收，其目標(biāo)是高效地分配和回收連續(xù)的物理內(nèi)存頁，減少外部碎片的產(chǎn)生，確保系統(tǒng)能夠滿足對(duì)大塊連續(xù)內(nèi)存的需求 。

Linux 便是采用這著名的伙伴系統(tǒng)算法來解決外部碎片的問題。把所有的空閑頁框分組為 11 塊鏈表，每一塊鏈表分別包含大小為1，2，4，8，16，32，64，128，256，512 和 1024 個(gè)連續(xù)的頁框。對(duì)1024 個(gè)頁框的最大請(qǐng)求對(duì)應(yīng)著 4MB 大小的連續(xù)RAM 塊。每一塊的第一個(gè)頁框的物理地址是該塊大小的整數(shù)倍。例如，大小為 16個(gè)頁框的塊，其起始地址是 16 * 2^12 （2^12 = 4096，這是一個(gè)常規(guī)頁的大小）的倍數(shù)。

下面通過一個(gè)簡單的例子來說明該算法的工作原理：

假設(shè)要請(qǐng)求一個(gè)256（129~256）個(gè)頁框的塊。算法先在256個(gè)頁框的鏈表中檢查是否有一個(gè)空閑塊。如果沒有這樣的塊，算法會(huì)查找下一個(gè)更大的頁塊，也就是，在512個(gè)頁框的鏈表中找一個(gè)空閑塊。如果存在這樣的塊，內(nèi)核就把512的頁框分成兩等分，一般用作滿足需求，另一半則插入到256個(gè)頁框的鏈表中。

如果在512個(gè)頁框的塊鏈表中也沒找到空閑塊，就繼續(xù)找更大的塊——1024個(gè)頁框的塊。如果這樣的塊存在，內(nèi)核就把1024個(gè)頁框塊的256個(gè)頁框用作請(qǐng)求，然后剩余的768個(gè)頁框中拿512個(gè)插入到512個(gè)頁框的鏈表中，再把最后的256個(gè)插入到256個(gè)頁框的鏈表中。如果1024個(gè)頁框的鏈表還是空的，算法就放棄并發(fā)出錯(cuò)誤信號(hào)。

①相關(guān)數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)

#define MAX_ORDER 11

struct zone {
  ……
	struct free_area	free_area[MAX_ORDER];
	……
} 
struct free_area {
	struct list_head	free_list;
	unsigned long		nr_free;//該組類別塊空閑的個(gè)數(shù)
};

Zone結(jié)構(gòu)體中的free_area數(shù)組的第k個(gè)元素，它保存了所有連續(xù)大小為2^k的空閑塊，具體是通過將連續(xù)頁的第一個(gè)頁插入到free_list中實(shí)現(xiàn)的，連續(xù)頁的第一個(gè)頁的頁描述符的private字段表明改部分連續(xù)頁屬于哪一個(gè)order鏈表。

②伙伴算法系統(tǒng)初始化

Linux內(nèi)核啟動(dòng)時(shí)，伙伴算法還不可用，linux是通過bootmem來管理內(nèi)存，在mem_init中會(huì)把bootmem位圖中空閑的內(nèi)存塊插入到伙伴算法系統(tǒng)的free_list中。

調(diào)用流程如下：

mem_init----->__free_all_bootmem()—>free_all_bootmem()>free_all_bootmem_core(NODE_DATA(0))–>free_all_bootmem_core(pgdat)

//利用free_page 將頁面分給伙伴管理器
free_all_bootmem
    return(free_all_bootmem_core(NODE_DATA(0)));  //#define NODE_DATA(nid)		(&contig_page_data)
        bootmem_data_t *bdata = pgdat->bdata;
        page = virt_to_page(phys_to_virt(bdata->node_boot_start));
		idx = bdata->node_low_pfn - (bdata->node_boot_start >> PAGE_SHIFT);
		map = bdata->node_bootmem_map;

		for (i = 0; i < idx; ) 
			unsigned long v = ~map[i / BITS_PER_LONG];
			//如果32個(gè)頁都是空閑的
			if (gofast && v == ~0UL)
				count += BITS_PER_LONG;
				__ClearPageReserved(page);
				order = ffs(BITS_PER_LONG) - 1;
				//設(shè)置32個(gè)頁的引用計(jì)數(shù)為1
				set_page_refs(page, order)

				//一次性釋放32個(gè)頁到空閑鏈表
				__free_pages(page, order);
									__free_pages_ok(page, order);
					list_add(&page->lru, &list);
					//page_zone定義如下return zone_table[page->flags >> NODEZONE_SHIFT];
					//接收一個(gè)頁描述符的地址作為它的參數(shù)，它讀取頁描述符的flags字段的高位，并通過zone_table數(shù)組來確定相應(yīng)管理區(qū)描述符的地址，最終將頁框回收到對(duì)應(yīng)的管理區(qū)中
					free_pages_bulk(page_zone(page), 1, &list, order);
				i += BITS_PER_LONG;
				page += BITS_PER_LONG;

			//這32個(gè)頁中，只有部分是空閑的	
			else if (v)
				for (m = 1; m && i < idx; m<<=1, page++, i++)
					if (v & m)
						count++;
						__ClearPageReserved(page);
						set_page_refs(page, 0);
						//釋放單個(gè)頁
						__free_page(page);
			else
				i+=BITS_PER_LONG;
				page += BITS_PER_LONG;

		//釋放內(nèi)存分配位圖本身		
		page = virt_to_page(bdata->node_bootmem_map);
		for (i = 0; i < ((bdata->node_low_pfn-(bdata->node_boot_start >> PAGE_SHIFT))/8 + PAGE_SIZE-1)/PAGE_SIZE; i++,page++)
			__ClearPageReserved(page);
			set_page_count(page, 1);
			__free_page(page);

③伙伴算法系統(tǒng)分配空間

page = __rmqueue(zone, order);
	//從所請(qǐng)求的order開始，掃描每個(gè)可用塊鏈表進(jìn)行循環(huán)搜索。
    for (current_order = order; current_order < MAX_ORDER; ++current_order)
        area = zone->free_area + current_order;
        if (list_empty(&area->free_list))
            continue; 
        page = list_entry(area->free_list.next, struct page, lru);  
		//首先在空閑塊鏈表中刪除第一個(gè)頁框描述符。
        list_del(&page->lru);
		//清楚第一個(gè)頁框描述符的private字段，該字段表示連續(xù)頁框?qū)儆谀囊粋€(gè)大小的鏈表
        rmv_page_order(page);
        area->nr_free--;
        zone->free_pages -= 1UL << order;
		//如果是從更大的order鏈表中申請(qǐng)的，則剩下的要重新插入到鏈表中
        return expand(zone, page, order, current_order, area);
            unsigned long size = 1 << high;
            while (high > low)
                area--;
                high--;
                size >>= 1; 
				//該部分連續(xù)頁面插入到對(duì)應(yīng)的free_list中
                list_add(&page[size].lru, &area->free_list); 
                area->nr_free++;
				//設(shè)置該部分連續(xù)頁面的order
                set_page_order(&page[size], high);
                    page->private = order;
                    __SetPagePrivate(page);
                         __set_bit(PG_private, &(page)->flags)
            return page;

④伙伴算法系統(tǒng)回收空間

free_pages_bulk
	//linux內(nèi)核將空間分為三個(gè)區(qū)，分別是ZONE_DMA、ZONE_NORMAL、ZONR_HIGH，zone_mem_map字段就是指向該區(qū)域第一個(gè)頁描述符
    struct page *base = zone->zone_mem_map;
    while (!list_empty(list) && count--)  
        page = list_entry(list->prev, struct page, lru);
        list_del(&page->lru);
        __free_pages_bulk
            int order_size = 1 << order;
			//該段空間的第一個(gè)頁的下標(biāo)
            page_idx = page - base; 
            zone->free_pages += order_size;
			//最多循環(huán)10 - order次。每次都將一個(gè)塊和它的伙伴進(jìn)行合并。
            while (order < MAX_ORDER-1)
				//尋找伙伴，如果page_idx=128，order=4，則buddy_idx=144
                buddy_idx = (page_idx ^ (1 << order)); 
                buddy = base + buddy_idx;
                /**
                 * 判斷伙伴塊是否是大小為order的空閑頁框的第一個(gè)頁。
                 * 首先，伙伴的第一個(gè)頁必須是空閑的(_count == -1)
                 * 同時(shí)，必須屬于動(dòng)態(tài)內(nèi)存(PG_reserved被清0,PG_reserved為1表示留給內(nèi)核或者沒有使用)
                 * 最后，其private字段必須是order
                 */
                if (!page_is_buddy(buddy, order))
                    break;
                list_del(&buddy->lru);
                area = zone->free_area + order;
				//原先所在的區(qū)域空閑頁減少
                area->nr_free--;   
                rmv_page_order(buddy);
                    __ClearPagePrivate(page);
                    page->private = 0;
                page_idx &= buddy_idx;
                order++;

			/**
			 * 伙伴不能與當(dāng)前塊合并。
			 * 將塊插入適當(dāng)?shù)逆湵恚⒁詨K大小的order更新第一個(gè)頁框的private字段。
			 */
            coalesced = base + page_idx;
            set_page_order(coalesced, order);
            list_add(&coalesced->lru, &zone->free_area[order].free_list);
            zone->free_area[order].nr_free++;

4.3THP：大內(nèi)存頁面的優(yōu)化器

THP（Transparent Huge Page，透明大頁）是 Linux 內(nèi)核中的一項(xiàng)內(nèi)存管理優(yōu)化技術(shù)，它主要用于處理大內(nèi)存頁面的分配和管理，旨在提高內(nèi)存訪問效率，特別是對(duì)于那些需要頻繁訪問大量內(nèi)存的應(yīng)用程序 。

THP 的原理是將多個(gè)連續(xù)的物理內(nèi)存頁合并成一個(gè)大的內(nèi)存頁，通常大小為 2MB 或 1GB，而不是使用傳統(tǒng)的 4KB 小頁。這樣做的好處是減少了頁表項(xiàng)的數(shù)量，因?yàn)橐粋€(gè)大頁只需要一個(gè)頁表項(xiàng)來映射，而多個(gè)小頁則需要多個(gè)頁表項(xiàng)。減少頁表項(xiàng)不僅節(jié)省了內(nèi)存空間，還提高了地址轉(zhuǎn)換的速度，因?yàn)樵谶M(jìn)行虛擬地址到物理地址的轉(zhuǎn)換時(shí)，查找一個(gè)頁表項(xiàng)比查找多個(gè)頁表項(xiàng)要快。此外，大頁還能提高 TLB（Translation Lookaside Buffer，轉(zhuǎn)換后備緩沖器）的命中率，TLB 是一種高速緩存，用于存儲(chǔ)最近訪問的頁表項(xiàng)。由于大頁減少了頁表項(xiàng)的數(shù)量，使得 TLB 能夠緩存更多的有效映射，從而減少了 TLB 缺失的次數(shù)，進(jìn)一步提高了內(nèi)存訪問的速度 。

例如，對(duì)于一個(gè)需要頻繁訪問大量內(nèi)存的數(shù)據(jù)庫應(yīng)用程序，使用 THP 可以顯著提高其性能。假設(shè)該數(shù)據(jù)庫應(yīng)用程序需要訪問 1GB 的內(nèi)存，如果使用傳統(tǒng)的 4KB 小頁，需要 262144 個(gè)頁表項(xiàng)來映射；而使用 2MB 的大頁，只需要 512 個(gè)頁表項(xiàng)。這樣，不僅減少了頁表項(xiàng)占用的內(nèi)存空間，還加快了地址轉(zhuǎn)換的速度，提高了數(shù)據(jù)庫的讀寫性能 。

THP 適用于那些具有良好內(nèi)存訪問局部性的應(yīng)用程序，即應(yīng)用程序在一段時(shí)間內(nèi)主要訪問內(nèi)存的某個(gè)局部區(qū)域。對(duì)于這類應(yīng)用程序，使用大頁可以充分發(fā)揮 THP 的優(yōu)勢，提高內(nèi)存訪問效率。然而，對(duì)于內(nèi)存訪問比較分散的應(yīng)用程序，THP 可能并不適用，因?yàn)榇箜摰姆峙淇赡軙?huì)導(dǎo)致內(nèi)存碎片問題，反而降低系統(tǒng)性能 。

// mm/khugepaged.c
static void collapse_huge_page(struct mm_struct *mm, unsigned long address)
{
    // 1. 檢查是否可合并
    if (!khugepaged_scan_pmd(mm, vma, addr))
        return;

    // 2. 分配2MB大頁
    huge_page = alloc_pages(HPAGE_PMD_ORDER, ...);

    // 3. 復(fù)制小頁內(nèi)容
    copy_page_to_huge_page(huge_page, pages, address);

    // 4. 替換頁表項(xiàng)
    set_pmd_at(mm, address, pmd, pmd_mkhuge(pfn_pmd(pfn, prot)));
}

大頁的三大陷阱：

內(nèi)存浪費(fèi)：小內(nèi)存應(yīng)用被迫使用2MB大頁

# 查看大頁內(nèi)存碎片
$ grep Huge /proc/meminfo
AnonHugePages: 102400 kB
HugePages_Free: 512  # 空閑大頁

延遲波動(dòng)：khugepaged合并操作引入不可預(yù)測延遲

// 合并操作可能阻塞
down_write(&mm->mmap_sem); // 獲取寫鎖

OOM風(fēng)險(xiǎn)：大頁不可交換，加劇內(nèi)存壓力