linux内存管理机制有哪些_java的内存管理机制

内存管理是从单板上电运行uboot启动引导linux并完成文件系统挂载（文件系统管理Nandflash）过程前两个环节都需要完成的重要工作，并且随着程序推进的内存管理也逐渐完善起来。如果一步到位直接编写一个非常完整的内存管理系统，这个过程是相当麻烦且低效的。u-boot做为启动引导程序，其核心功能就是引导内核镜像，所以其内存管理功能并不用像Linux内核中的内存管理一样功能齐全。u-boot中没有内存分配、回收、缓存等功能，内存管理其实只做一件事：虚实地址映射，而且是固定映射。 linux内核中的内存管理支持内存地址映射、内存分配、内存回收、内存碎片管理、页面缓存等众多功能。为实现内核上层的这些功能，linux到目前共有bootmem、memblock、buddy system三种内存管理模型。其中bootmem与memblock是在内存启动阶段使用，buddy system在系统运行过程中使用。

在系统初始化阶段会先启用一个bootmem分配器和memblock分配器，此分配器是专门用于启动阶段的，一个bootmem分配器管理着一个node结点的所有内存，也就是在numa架构中多个node有多个bootmem，他们被链入bdata_list链表中保存。而伙伴系统的初始化就是将bootmem管理的所有物理页框释放到伙伴系统中去，本章的主要是分析下，如何实现bootmem到buddy的过度的整个流程。需要注意一点，从u-boot过度到linux内核初期，使用__create_page_tables创建最简单的一个物理地址到虚拟地址的映射，并在这个基础之上完成bootmem或者memblock的初始化工作。

u-boot内存管理文章：U-Boot内存管理_生活需要深度的博客-CSDN博客。

1. bootmem

bootmem是启动时物理内存的分配器和配置器，在还没有构建完整的页分配机制（page allocator）之前，可以用来实现简单的内存分配和释放操作，之后完整的内存管理系统也是基于bootmem构建的。bootmem是基于首次适应的分配器，它的本质是位图（bitmap），一个比特位代表一个页框，如果比特位置1则表示该页被分配出去了；反之，如果置0表示该页空闲。Linux内核直接管理的内存是1G，所以这个位图需要2^32/4096/8=128KB。

2. memblock

那么，既然已经有了bootmem机制为什么还需要memblock机制呢？那是因为bootmem机制还存在很多问题。bootmem的主要缺点是位图的初始化。要创建这个位图，就必须要了解物理内存配置。位图的正确大小是多少？哪个存储库具有足够的连续物理内存来存储位图？当然，随着内存大小的增加，bootmem位图也随之增加。对于具有32GB的RAM系统来说，位图将需要1MB的内存。而memblock可以被立即使用因为基于静态数组足够大，至少可以容纳最初的内存注册和分配。如果一个添加或者保留更多内存的请求会使得memblock数组溢出，则该数组的大小将增加一倍。有一个基本的假设，即到这种情况发生的时候，足够的内存将添加到内存块中，来维持新数组的分配。

所以目前为了减轻从bootmem到memblock过度的痛苦，引入了一个名为nobootmem的兼容层。nobootmem提供(大多数)与bootmem相同的接口，但是它不是使用位图标记繁忙页面的，而是依靠内存块保留。从v4.17开始，在24种架构中，只有5种仍使用bootmem作为唯一的早期内存分配器。14种将memblock与nobootmem一起使用。其余5种同时使用memblock和bootmem。

3. buddy system

但众所周知，Linux内存管理的核心是伙伴系统（buddy system）。其实在linux启动的那一刻，内存管理就已经开始了，只不过不是buddy在管理。在buddy system系统建立基本的内存管理，内存管理在模型基础之上进行不同类型分配器的适配。常见的分配器：

• 连续物理内存管理buddy allocator
• 非连续物理内存管理vmalloc allocator
• 小块物理内存管理slab allocator
• 高端物理内存管理kmapper

内存管理子系统的职能：
1、虚拟内存地址与物理内存地址之间的映射
2、物理内存的分配

地址映射管理 模型图：

若系统为32位系统，则对应的虚拟内存的大小为4G

地址映射管理包括两部分：
1、虚拟内存空间分布
2、虚拟地址转化为物理地址

虚拟内存的空间分布：
（地址：0G-3G）用户空间，运行应用程序
（地址：3G-4G）内核空间
内核空间包括：
1、3G – 3G+896MB 直接映射区
2、vmalloc区
3、永久映射区
4、固定映射区

虚拟地址转化为物理地址

上面讲到的用户空间的四个部分在映射到物理地址时有一定的区别：
1、直接映射区：物理内存中896M以下的位置称为低端内存，以上的区域称为高端内存，在直接映射区中，若虚拟地址为：3G+128，则物理地址就是128。直接映射区虚拟地址=3G+物理地址。
2、vmalloc区：即可访问低端物理地址，也可访问高端地址，没有线性的映射特性。
3、永久映射区：固定用来访问高端物理内存区域。
4、固定映射区：与特殊的寄存器建立映射关系。

物理内存的分配
Linux使用虚拟内存，因此程序中分配的都是虚拟地址，只有访问虚拟地址时，才会为其分配物理内存。
当获取到虚拟地址时，并不会为其分配物理内存。
当调用malloc函数时，只是分配了一个虚拟地址，当向其中写入数据时才会分配物理内存。

当使用 kmalloc 函数时，不仅为其分配虚拟地址，同时还会为其分配物理内存地址。

3. 分段还是分页

分段还是分页要划分内存，我们就要先确定划分的单位是按段还是按页，就像你划分土地要选择按亩还是按平方分割一样。其实分段与分页的优缺点，前面 MMU 相关的课程已经介绍过了。这里我们从内存管理角度，理一理分段与分页的问题。第一点，从表示方式和状态确定角度考虑。段的长度大小不一，用什么数据结构表示一个段，如何确定一个段已经分配还是空闲呢？而页的大小固定，我们只需用位图就能表示页的分配与释放。比方说，位图中第 1 位为 1，表示第一个页已经分配；位图中第 2 位为 0，表示第二个页是空闲，每个页的开始地址和大小都是固定的。第二点，从内存碎片的利用看，由于段的长度大小不一，更容易产生内存碎片，例如内存中有 A 段（内存地址：0～5000）、 B 段（内存地址：5001～8000）、C 段（内存地址：8001～9000），这时释放了 B 段，然后需要给 D 段分配内存空间，且 D 段长度为 5000。你立马就会发现 A 段和 C 段之间的空间（B 段）不能满足，只能从 C 段之后的内存空间开始分配，随着程序运行，这些情况会越来越多。段与段之间存在着不大不小的空闲空间，内存总的空闲空间很多，但是放不下一个新段。而页的大小固定，分配最小单位是页，页也会产生碎片，比如我需要请求分配 4 个页，但在内存中从第 1～3 个页是空闲的，第 4 个页是分配出去了，第 5 个页是空闲的。这种情况下，我们通过修改页表的方式，就能让连续的虚拟页面映射到非连续的物理页面。第三点，从内存和硬盘的数据交换效率考虑，当内存不足时，操作系统希望把内存中的一部分数据写回硬盘，来释放内存。这就涉及到内存和硬盘交换数据，交换单位是段还是页？如果是段的话，其大小不一，A 段有 50MB，B 段有 1KB，A、B 段写回硬盘的时间也不同，有的段需要时间长，有的段需要时间短，硬盘的空间分配也会有上面第二点同样的问题，这样会导致系统性能抖动。如果每次交换一个页，则没有这些问题。还有最后一点，段最大的问题是使得虚拟内存地址空间，难于实施。（后面的课还会展开讲）综上，我们自然选择分页模式来管理内存，其实现在所有的商用操作系统都使用了分页模式管理内存。我们用 4KB 作为页大小，这也正好对应 x86 CPU 长模式下 MMU 4KB 的分页方式。如何表示一个页我们使用分页模型来管理内存。首先是把物理内存空间分成 4KB 大小页

一、 简介

• Linux操作系统和驱动程序运行在内核空间，应用程序运行在用户空间。两者不能简单地使用指针传递数据，因为Linux使用的虚拟内存机制，用户空间的数据可能被换出，当内核空间使用用户空间指针时，对应的数据可能不在内存中。用户空间的内存映射采用段页式，而内核空间有自己的规则；本文旨在探讨内核空间的地址映射。

• os分配给每个进程一个独立的、连续的、虚拟内存空间。该大小一般是4G（32位操作系统，即2的32次方），其中将高地址值的内存空间分配给os占用，linux os占用1G，window os占用2G；其余内存地址空间分配给进程使用。

• 通常32位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)。注意这里是32位内核地址空间划分，64位内核地址空间划分是不同的。

• 进程寻址空间0～4G
• 进程在用户态只能访问0～3G，只有进入内核态才能访问3G～4G
• 每个进程虚拟空间的3G～4G部分是相同的
• 进程从用户态进入内核态不会引起CR3的改变但会引起堆栈的改变

ZONE_DMA：范围是0 ~ 16M，该区域的物理页面专门供I/O设备的DMA使用。之所以需要单独管理DMA的物理页面，是因为DMA使用物理地址访问内存，不经过MMU，并且需要连续的缓冲区，所以为了能够提供物理上连续的缓冲区，必须从物理地址空间专门划分一段区域用于DMA

常见问题：

1、用户空间（进程）是否有高端内存概念？

用户进程没有高端内存概念。只有在内核空间才存在高端内存。用户进程最多只可以访问3G物理内存，而内核进程可以访问所有物理内存。

2、64位内核中有高端内存吗？

目前现实中，64位Linux内核不存在高端内存，因为64位内核可以支持超过512GB内存。若机器安装的物理内存超过内核地址空间范围，就会存在高端内存。

3、用户进程能访问多少物理内存？内核代码能访问多少物理内存？

32位系统用户进程最大可以访问3GB，内核代码可以访问所有物理内存。

64位系统用户进程最大可以访问超过512GB，内核代码可以访问所有物理内存。

4、高端内存和物理地址、逻辑地址、线性地址的关系？

高端内存只和逻辑地址有关系，和逻辑地址、物理地址没有直接关系。

5、为什么不把所有的地址空间都分配给内核？

若把所有地址空间都给内存，那么用户进程怎么使用内存？怎么保证内核使用内存和用户进程不起冲突？

二、Linux内核高端内存

1、由来

当内核模块代码或线程访问内存时，代码中的内存地址都为逻辑地址，而对应到真正的物理内存地址，需要地址一对一的映射，如逻辑地址0xC0000003对应的物理地址为0x00000003，0xC0000004对应的物理地址为0x00000004，… …，逻辑地址与物理地址对应的关系为

物理地址 = 逻辑地址 – 0xC0000000：这是内核地址空间的地址转换关系，注意内核的虚拟地址在“高端”，但是它映射的物理内存地址在低端。

假设按照上述简单的地址映射关系，那么内核逻辑地址空间访问为0xc0000000 ~ 0xffffffff，那么对应的物理内存范围就为0x00000000 ~ 0x40000000，即只能访问1G物理内存。若机器中安装8G物理内存，那么内核就只能访问前1G物理内存，后面7G物理内存将会无法访问，因为内核 的地址空间已经全部映射到物理内存地址范围0x00000000 ~ 0x40000000。即使安装了8G物理内存，那么物理地址为0×40000001的内存，内核该怎么去访问呢？代码中必须要有内存逻辑地址 的，0xc0000000 ~ 0xffffffff的地址空间已经被用完了，所以无法访问物理地址0x40000000以后的内存。

显然不能将内核地址空间0xc0000000 ~ 0xfffffff全部用来简单的地址映射。因此x86架构中将内核地址空间划分三部分：

• ZONE_DMA
• ZONE_NORMAL
• ZONE_HIGHMEM

ZONE_HIGHMEM即为高端内存，这就是内存高端内存概念的由来。

在x86结构中，三种类型的区域（从3G开始计算）如下：

• ZONE_DMA 内存开始的16MB
• ZONE_NORMAL 16MB~896MB
• ZONE_HIGHMEM 896MB ~ 结束（1G）

2、理解

前 面我们解释了高端内存的由来。 Linux将内核地址空间划分为三部分ZONE_DMA、ZONE_NORMAL和ZONE_HIGHMEM，高端内存HIGH_MEM地址空间范围为 0xF8000000 ~ 0xFFFFFFFF（896MB～1024MB）。那么如内核是如何借助128MB高端内存地址空间是如何实现访问可以所有物理内存？

当内核想访问高于896MB物理地址内存时，从0xF8000000 ~ 0xFFFFFFFF地址空间范围内找一段相应大小空闲的逻辑地址空间，借用一会。借用这段逻辑地址空间，建立映射到想访问的那段物理内存（即填充内核PTE页面表），临时用一会，用完后归还。这样别人也可以借用这段地址空间访问其他物理内存，实现了使用有限的地址空间，访问所有所有物理内存。如下图。

例 如内核想访问2G开始的一段大小为1MB的物理内存，即物理地址范围为0x80000000 ~ 0x800FFFFF。访问之前先找到一段1MB大小的空闲地址空间，假设找到的空闲地址空间为0xF8700000 ~ 0xF87FFFFF，用这1MB的逻辑地址空间映射到物理地址空间0x80000000 ~ 0x800FFFFF的内存。映射关系如下：

当内核访问完0x80000000 ~ 0x800FFFFF物理内存后，就将0xF8700000 ~ 0xF87FFFFF内核线性空间释放。这样其他进程或代码也可以使用0xF8700000 ~ 0xF87FFFFF这段地址访问其他物理内存。

从上面的描述，我们可以知道高端内存的最基本思想：借一段地址空间，建立临时地址映射，用完后释放，达到这段地址空间可以循环使用，访问所有物理内存。

看到这里，不禁有人会问：万一有内核进程或模块一直占用某段逻辑地址空间不释放，怎么办？若真的出现的这种情况，则内核的高端内存地址空间越来越紧张，若都被占用不释放，则没有建立映射到物理内存都无法访问了。

3、 划分

内核将高端内存划分为3部分：

• VMALLOC_START～VMALLOC_END
• KMAP_BASE～FIXADDR_START
• FIXADDR_START～4G

对 于高端内存，可以通过 alloc_page() 或者其它函数获得对应的 page，但是要想访问实际物理内存，还得把 page 转为线性地址才行（为什么？想想 MMU 是如何访问物理内存的），也就是说，我们需要为高端内存对应的 page 找一个线性空间，这个过程称为高端内存映射。

对应高端内存的3部分，高端内存映射有三种方式：

• 映射到”内核动态映射空间”（noncontiguous memory allocation）
  这种方式很简单，因为通过 vmalloc() ，在”内核动态映射空间”申请内存的时候，就可能从高端内存获得页面（参看 vmalloc 的实现），因此说高端内存有可能映射到”内核动态映射空间”中。

• 持久内核映射（permanent kernel mapping）
  如果是通过 alloc_page() 获得了高端内存对应的 page，如何给它找个线性空间？
  内核专门为此留出一块线性空间，从 PKMAP_BASE 到 FIXADDR_START ，用于映射高端内存。在 2.6内核上，这个地址范围是 4G-8M 到 4G-4M 之间。这个空间起叫”内核永久映射空间”或者”永久内核映射空间”。这个空间和其它空间使用同样的页目录表，对于内核来说，就是 swapper_pg_dir，对普通进程来说，通过 CR3 寄存器指向。通常情况下，这个空间是 4M 大小，因此仅仅需要一个页表即可，内核通过来 pkmap_page_table 寻找这个页表。通过 kmap()，可以把一个 page 映射到这个空间来。由于这个空间是 4M 大小，最多能同时映射 1024 个 page。因此，对于不使用的的 page，及应该时从这个空间释放掉（也就是解除映射关系），通过 kunmap() ，可以把一个 page 对应的线性地址从这个空间释放出来。

• 临时映射（temporary kernel mapping）
  内核在 FIXADDR_START 到 FIXADDR_TOP 之间保留了一些线性空间用于特殊需求。这个空间称为”固定映射空间”在这个空间中，有一部分用于高端内存的临时映射。

这块空间具有如下特点：

• 每个 CPU 占用一块空间
• 在每个 CPU 占用的那块空间中，又分为多个小空间，每个小空间大小是 1 个 page，每个小空间用于一个目的，这些目的定义在
  kmap_types.h 中的 km_type 中。

当要进行一次临时映射的时候，需要指定映射的目的，根据映射目的，可以找到对应的小空间，然后把这个空间的地址作为映射地址。这意味着一次临时映射会导致以前的映射被覆盖。通过 kmap_atomic() 可实现临时映射。

三、 其他

1、用户空间（进程）是否有高端内存概念？

• 用户进程没有高端内存概念。只有在内核空间才存在高端内存。用户进程最多只可以访问3G物理内存，而内核进程可以访问所有物理内存。

2、64位内核中有高端内存吗？

• 目前现实中，64位Linux内核不存在高端内存，因为64位内核可以支持超过512GB内存。若机器安装的物理内存超过内核地址空间范围，就会存在高端内存。

3、用户进程能访问多少物理内存？内核代码能访问多少物理内存？

• 32位系统用户进程最大可以访问3GB，内核代码可以访问所有物理内存。
• 64位系统用户进程最大可以访问超过512GB，内核代码可以访问所有物理内存。

4、高端内存和物理地址、逻辑地址、线性地址的关系？

• 高端内存只和逻辑地址有关系，和逻辑地址、物理地址没有直接关系。

Linux 操作系统是采用段页式内存管理方式：

页式存储管理能有效地提高内存利用率（解决内存碎片），而分段存储管理能反映程序的逻辑结构并有利于段的共享。将这两种存储管理方法结合起来，就形成了段页式存储管理方式。

段页式存储管理方式即先将用户程序分成若干个段，再把每个段分成若干个页，并为每一个段赋予一个段名。在段页式系统中，为了实现从逻辑地址到物理地址的转换，系统中需要同时配置段表和页表，利用段表和页表进行从用户地址空间到物理内存空间的映射。

系统为每一个进程建立一张段表，每个分段有一张页表。段表表项中至少包括段号、页表长度和页表始址，页表表项中至少包括页号和块号。在进行地址转换时，首先通过段表查到页表始址，然后通过页表找到页帧号，最终形成物理地址。

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