内存管理综述（2.6.21）

R.wen

在物理内存页方面，linux从2.6.11开始使用4级页表来管理。分别是pgd, pud, pmd和pte，但是i386只是

使用了其中的两级--pgd和pte，因为1024×1024×4K = 4G，已经满足了i386的要求。

物理页面的分配方面，linux使用buddy算法。在支持NUMA的系统上，它首先将内存分成几个不同的节点

NODE，然后每个节点再分成不同的区域（ZONES），目前有三个区域--zone_dma（16M），zone_nomal（16

～896M），zone_highmem（896～1024M）。高端内存应该是历史的产物，再64位的系统上，它是不需要的

。

为了避免内存碎片，再分配小额内存的时候，Linux使用slab分配器。它的原理大概如下，首先它从buddy

系统中请求一定的物理页面(slab)，然后再将它细分成objects, 这些object是物理上连续的，所以它又

通过一个数组来管理，并且通过使用一个slab管理的描述符，将这个数组串成链表。这是一个数组链表数

据结构的典型应用。kmalloc也是通过slab来实现的，一般情况下，它可分配的最大内存是128K.


在物理页面的分配上，上面两种算法有一个共同的特点，他们都使用了per-CPU cache.在buddy算法上，

如果使用者只是请求一个页面，它就从这个cache中分配，否则才从buddy系统中分配。而对于slab分配器

，它总是从当前CPU的cache中去分配的，如果这个cache为空，它就会从slab中取出相应的objs将这个

cache填满。这样就可以在SMP的情况下避免了锁的争用，大大的提高了SMP系统的并行性。



在进程地址空间方面，它是用mm_struct来描述一个进程的内存空间的。而用vm_area_struct结构来管理

地址区域的。在物理页面的分配上，linux使用lazy computing做法，即它是到产生缺页中断的时候才真

正去分配物理页面的。最终将这个页面物理地址写入相应的PTE。


还有一个值得注意的问题是有关高端内存的。
当系统的物理内存大于896M时，高于这个值的内存不能被直接映射，而是要在使用的时候建立。进程在内

核态的1G空间的映射关系如下：

               gap                                                                KMAP_BASE            
|===========|======|=========================|====|==========|=============|
   mem_map     VMLLOC_START            VMLLOC_END gap       FIXADDR_START FIXADDR_TOP

其中mem_map这一段是物理内存的大小，紧接着是一个大小为8M的gap，它是为了不要越界访问物理内存而

存在的。接下去就是用于管理高端内存的区域了。这个区域的最小值是VMALLOC_RESERVE，为128M，所以

在1G的内核地址空间中，只能用1G-128M=896M的地址建立直接映射。这个128M是个经验值，如果这个值太

大了，则能用于直接映射的物理内存的地址空间就小了，这样在使用内存的时候才建立映射，会影响系统

的性能。另一方面，如果这个值太小了，则同时能用的高端内存的量就更少了，会造成内存的浪费。所以

说这是一个考虑时间与空间的平衡值。

其中，FIXADDR_START到FIXADDR_TOP这段空间非常小，使用于建立临时映射的。它的接口是kmap_atomic

()。 内核只为每个CPU保留几个页面的地址空间。
接着是KMAP_BASE开始的一段，大小是LAST_PKMAP×PAGE_SIZE=1024×4K=4M。这段空间是用于kmap()建立

永久映射的。

剩下的一段就是VMLLOC_START与VMLLOC_END之间的空间了。它是由vmalloc分配的内存地址空间，因为由

它分配的物理内存是在分配时临时建立的，而且是逐页分配，不是一次性分配多个连续页的。所以，由它

分配的空间在线性地址上是连续的，但在物理上却可能是不连续的。注意这个区间上的空间是由

vm_struct描述的，而不是进程区域的vm_area_struct.不是同一个结构。

有一个外在的表现就是，由vmalloc(), kmap(), kmap_atomic()分配的内存得到的线性地址都是在

VMALLOC_START之上的。