现在的服务器大部分都是运行在Linux上面的，所以，作为一个程序员有必要简单地了解一下系统是如何运行的。对于内存部分需要知道：

• 地址映射
• 内存管理的方式
• 缺页异常
  
  

先来看一些基本的知识，在进程看来，内存分为内核态和用户态两部分，经典比例如下：

从用户态到内核态一般通过系统调用、中断来实现。用户态的内存被划分为不同的区域用于不同的目的：

当然内核态也不会无差别地使用，所以，其划分如下：

下面来仔细看这些内存是如何管理的。

地址

在Linux内部的地址的映射过程为逻辑地址–>线性地址–>物理地址，物理地址最简单：地址总线中传输的数字信号，而线性地址和逻辑地址所表示的则是一种转换规则，线性地址规则如下：

这部分由MMU完成，其中涉及到主要的寄存器有CR0、CR3。机器指令中出现的是逻辑地址，逻辑地址规则如下：

在Linux中的逻辑地址等于线性地址，也就是说Inter为了兼容把事情搞得很复杂，Linux简化顺便偷个懒。

内存管理的方式

在系统boot的时候会去探测内存的大小和情况，在建立复杂的结构之前，需要用一个简单的方式来管理这些内存，这就是bootmem，简单来说就是位图，不过其中也有一些优化的思路。

bootmem再怎么优化，效率都不高，在要分配内存的时候毕竟是要去遍历，buddy系统刚好能解决这个问题：在内部保存一些2的幂次大小的空闲内存片段，如果要分配3page，去4page的列表里面取一个，分配3个之后将剩下的1个放回去，内存释放的过程刚好是一个逆过程。用一个图来表示：

可以看到0、4、5、6、7都是正在使用的，那么，1、2被释放的时候，他们会合并吗？

static inline unsigned long

__find_buddy_index(unsigned long page_idx, unsigned int order)

{

   return page_idx ^ (1 << order);// 更新最高位，0～1互换

}

从上面这段代码中可以看到，0、1是buddy，2、3是buddy，虽然1、2相邻，但他们不是。内存碎片是系统运行的大敌，伙伴系统机制可以在一定程度上防止碎片~~另外，我们可以通过cat /proc/buddyinfo获取到各order中的空闲的页面数。

伙伴系统每次分配内存都是以页（4KB）为单位的，但系统运行的时候使用的绝大部分的数据结构都是很小的，为一个小对象分配4KB显然是不划算了。Linux中使用slab来解决小对象的分配：

在运行时，slab向buddy“批发”一些内存，加工切块以后“散卖”出去。随着大规模多处理器系统和NUMA系统的广泛应用，slab终于暴露出不足：

• 复杂的队列管理
• 管理数据和队列存储开销较大
• 长时间运行partial队列可能会非常长
• 对NUMA支持非常复杂
  
  

为了解决这些高手们开发了slub：改造page结构来削减slab管理结构的开销、每个CPU都有一个本地活动的slab(kmem_cache_cpu)等。对于小型的嵌入式系统存在一个slab模拟层slob，在这种系统中它更有优势。

小内存的问题算是解决了，但还有一个大内存的问题：用伙伴系统分配10 x 4KB的数据时，会去16 x 4KB的空闲列表里面去找（这样得到的物理内存是连续的），但很有可能系统里面有内存，但是伙伴系统分配不出来，因为他们被分割成小的片段。那么，vmalloc就是要用这些碎片来拼凑出一个大内存，相当于收集一些“边角料”，组装成一个成品后“出售”：

之前的内存都是直接映射的，第一次感觉到页式管理的存在 另外对于高端内存，提供了kmap方法为page分配一个线性地址。

进程由不同长度的段组成：代码段、动态库的代码、全局变量和动态产生数据的堆、栈等，在Linux中为每个进程管理了一套虚拟地址空间：

在我们写代码malloc完以后，并没有马上占用那么大的物理内存，而仅仅是维护上面的虚拟地址空间而已，只有在真正需要的时候才分配物理内存，这就是COW（COPY-ON-WRITE:写时复制）技术，而物理分配的过程就是最复杂的缺页异常处理环节了，下面来看!

缺页异常

在实际需要某个虚拟内存区域的数据之前，和物理内存之间的映射关系不会建立。如果进程访问的虚拟地址空间部分尚未与页帧关联，处理器自动引发一个缺页异常。在内核处理缺页异常时可以拿到的信息如下：

• cr2：访问到线性地址
• err_code：异常发生时由控制单元压入栈中，表示发生异常的原因
• regs：发生异常时寄存器的值
  
  

处理的流程如下：

发生缺页异常的时候，可能因为不常使用而被swap到磁盘上了，swap相关的命令如下：

如果内存是mmap映射到内存中的，那么在读、写对应内存的时候也会产生缺页异常。