現在的服務器大部分都是運行在Linux上面的，所以，作為一個程式員有必要簡單地了解一下系統是如何運行的。對于記憶體部分需要知道：
地址映射
記憶體管理的方式
缺頁例外
先來看一些基本的知識，在行程看來，記憶體分為內核態和用戶態兩部分，經典比例如下：
從用戶態到內核態一般通過系統呼叫、中斷來實作。用戶態的記憶體被劃分為不同的區域用于不同的目的：
當然內核態也不會無差別地使用，所以，其劃分如下：
下面來仔細看這些記憶體是如何管理的。
地址
在Linux內部的地址的映射程序為邏輯地址–>線性地址–>物理地址，物理地址最簡單：地址總線中傳輸的數字信號，而線性地址和邏輯地址所表示的則是一種轉換規則，線性地址規則如下：
這部分由MMU完成，其中涉及到主要的暫存器有CR0、CR3。機器指令中出現的是邏輯地址，邏輯地址規則如下：
在Linux中的邏輯地址等于線性地址，也就是說Inter為了兼容把事情搞得很復雜，Linux簡化順便偷個懶。
記憶體管理的方式
在系統boot的時候會去探測記憶體的大小和情況，在建立復雜的結構之前，需要用一個簡單的方式來管理這些記憶體，這就是bootmem，簡單來說就是位圖，不過其中也有一些優化的思路。
bootmem再怎么優化，效率都不高，在要分配記憶體的時候畢竟是要去遍歷，buddy系統剛好能解決這個問題：在內部保存一些2的冪次大小的空閑記憶體片段，如果要分配3page，去4page的串列里面取一個，分配3個之后將剩下的1個放回去，記憶體釋放的程序剛好是一個逆程序。用一個圖來表示：
可以看到0、4、5、6、7都是正在使用的，那么，1、2被釋放的時候，他們會合并嗎？
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互換
}
從上面這段代碼中可以看到，0、1是buddy，2、3是buddy，雖然1、2相鄰，但他們不是。記憶體碎片是系統運行的大敵，伙伴系統機制可以在一定程度上防止碎片~~另外，我們可以通過cat /proc/buddyinfo獲取到各order中的空閑的頁面數。
伙伴系統每次分配記憶體都是以頁（4KB）為單位的，但系統運行的時候使用的絕大部分的資料結構都是很小的，為一個小物件分配4KB顯然是不劃算了。Linux中使用slab來解決小物件的分配：
在運行時，slab向buddy“批發”一些記憶體，加工切塊以后“散賣”出去。隨著大規模多處理器系統和NUMA系統的廣泛應用，slab終于暴露出不足：
復雜的佇列管理
管理資料和佇列存盤開銷較大
長時間運行partial佇列可能會非常長
對NUMA支持非常復雜
為了解決這些高手們開發了slub：改造page結構來削減slab管理結構的開銷、每個CPU都有一個本地活動的slab(kmem_cache_cpu)等。對于小型的嵌入式系統存在一個slab模擬層slob，在這種系統中它更有優勢。
小記憶體的問題算是解決了，但還有一個大記憶體的問題：用伙伴系統分配10 x 4KB的資料時，會去16 x 4KB的空閑串列里面去找（這樣得到的物理記憶體是連續的），但很有可能系統里面有記憶體，但是伙伴系統分配不出來，因為他們被分割成小的片段。那么，vmalloc就是要用這些碎片來拼湊出一個大記憶體，相當于收集一些“邊角料”，組裝成一個成品后“出售”：
之前的記憶體都是直接映射的，第一次感覺到頁式管理的存在:D 另外對于高端記憶體，提供了kmap方法為page分配一個線性地址。
行程由不同長度的段組成：代碼段、動態庫的代碼、全域變數和動態產生資料的堆、堆疊等，在Linux中為每個行程管理了一套虛擬地址空間：
在我們寫代碼malloc完以后，并沒有馬上占用那么大的物理記憶體，而僅僅是維護上面的虛擬地址空間而已，只有在真正需要的時候才分配物理記憶體，這就是COW（COPY-ON-WRITE:寫時復制）技術，而物理分配的程序就是最復雜的缺頁例外處理環節了，下面來看!
缺頁例外
在實際需要某個虛擬記憶體區域的資料之前，和物理記憶體之間的映射關系不會建立。如果行程訪問的虛擬地址空間部分尚未與頁幀關聯，處理器自動引發一個缺頁例外。在內核處理缺頁例外時可以拿到的資訊如下：
cr2：訪問到線性地址
err_code：例外發生時由控制單元壓入堆疊中，表示發生例外的原因
regs：發生例外時暫存器的值
處理的流程如下：
發生缺頁例外的時候，可能因為不常使用而被swap到磁盤上了，swap相關的命令如下：
如果記憶體是mmap映射到記憶體中的，那么在讀、寫對應記憶體的時候也會產生缺頁例外。
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