Linux内存管理
1. 进程被分配的内存都是虚拟内存，看起来好像是由1GB内核使用的内存+3GB自己可以使用的内存构成。
2. 全局描述符表GDT（Global Descriptor Table）在整个系统中，全局描述符表GDT只有一张(一个处理器对应一个GDT)，GDT可以被放在内存的任何位置，但CPU必须知道GDT的入口，也就是基地址放在哪里，Intel的设计者门提供了一个寄存器GDTR用来存放GDT的入口地址，程序员将GDT设定在内存中某个位置之后，可以通过LGDT指令将GDT的入口地址装入此寄存器，从此以后，CPU就根据此寄存器中的内容作为GDT的入口来访问GDT了。GDTR中存放的是GDT在内存中的基地址和其表长界限。而GDT存放的是段描述符。一般8个字节。
3. 在Linux中，逻辑地址等同于线性地址，在不分页的情况下，线性地址就是物理地址。
4. 在保护方式下，段的特征有以下三个：段基址，段限长，段属性。这三个特征存储在段描述符（segmentdescriptor）之中（8字节），用以实现从逻辑地址到线性地址的转换。段描述符存储在段描述符表之中，通常，我们使用 段选择符（序号索引） 定位 段描述符 在这个表中的位置。每个逻辑地址由16位的段选择符+32位的偏移量组成。
段基址规定线性地址空间中段的开始地址。在保护模式下，段基地址长32位。因为基地址长度与寻址地址的长度相同（都是32位），所以段基地址可以是 0～4GB 范围内的任意地址，而不像实方式下规定的边界必须被16整除（因为在组合时乘了一个F）。不过，还是建议应当选取那些 16 字节对齐的地址。尽管对于 Intel 处理器来说，允许不对齐的地址，但是，对齐能够使程序在访问代码和数据时的性能最大化。最多可以包含8K个这样的描述符（因为段选择子（索引寄存器）是16位的，其中的13bit用来作index，就是这么规定的）。
段界限规定段的大小。在保护模式下，段界限用20位表示（4G），而且段界限可以是以字节为单位或以4K字节为单位。偏移量是从 0 开始递增，段界限决定了偏移量的最大值。对于向下扩展的段，如堆栈段来说， 段界限决定了偏移量的最小值。
5. 每个段都需要一个描述符。为了存放这些描述符，需要在内存中开辟出一段空间。在这段空间里，所有的描述符都是挨在一起，集中存放的，这就构成一个描述符表。GDT是全局的，LDT是局部的。GDT存哪里都行，它不是一个段，但LDT是一个LDT类型的段，被GDT收录，因此GDT里存的是LDT。那么GDTR与LDTR功能就不尽相同，GDTR是一个常量，起到存储作用，LDTR是一个变量，起到缓存作用。你可以直接使用GDT，也可以先构造一个LDT，使用LDT。GDT本身不是一个段，而是线性地址空间的一个数据结构；因为每个描述符长度是8，所以GDT的基地址最好进行8字节对齐。
6. 在实模式下叫段寄存器，在保护模式下就叫段选择器了，也叫段选择器，因为存的只是GDT表的序号。段选择符也叫段选择子，16位，就是一个寄存器，它只有13bit可用，剩下的是判断是否在LDT中(TI=1)和请求特权级RPL，我们把这个寄存器送入就会找到那8字节地址，这个地址直接索引号*8就是偏移地址了，从而直接使用段也好，还是使用LDT也好。
7. LDT的段描述符与普通段描述符没有什么两样，都是8字节的。一个段基地址打头，剩下的就是段界限，控制命令什么的。
8. 因为Linux的逻辑地址等于线性地址，什么意思呢，就是段不起作用，实际上，任何段都是从0开始的，这叫虚拟内存，既然段基地址是0，那么线性地址与逻辑地址就没有什么区别，逻辑地址是线性地址的偏移地址部分。更多的，Linux就不会使用LDT，因为基址都是0没什么好存的。
9. GDT的第12和13项段描述符是 __KERNEL_CS 和__KERNEL_DS，第14和15项段描述符是 __USER_CS 和__USER_DS。内核任务使用__KERNEL_CS 和__KERNEL_DS，所有的用户任务共用__USER_CS 和__USER_DS，也就是说不需要给每个任务再单独分配段描述符。内核段描述符和用户段描述符虽然起始线性地址和长度都一样，但DPL(描述符特权级)是不一样的。__KERNEL_CS 和__KERNEL_DS 的DPL值为0（最高特权），__USER_CS 和__USER_DS的DPL值为3。共用也代表基址为0.GDT几乎是固定的。
10. 在保护模式下，控制寄存器CR0的最高位PG位控制着分页管理机制是否生效，如果PG=1，分页机制生效，需通过页表查找才能把线性地址转换物理地址。如果PG=0，则分页机制无效，线性地址就直接做为物理地址。逻辑地址直接变成物理地址。基本上就是一页4K。
11. 当前任务的线性地址转物理地址的查找表，即页表(page table)。它自然是一一对应的，有那么多页，它们是不连续的，但是一一对应的，这些页的地址存在页表中，线性地址操作一番后，就可以找到物理地址了。那页目录表是可能页表也会超过4k所作。
12.
32位的线性地址被分成3个部分：
最高10位 Directory 页目录表偏移量（index），中间10位 Table是页表偏移量（index），最低12位Offset是物理页内的字节偏移量（index）。因为2的12次方就是4K，低12位能分割出来实属正常。这样分割是没错的。因为如果页表超过4k怎么办呢，是吧。
13. 页目录表的大小为4k（刚好是一个页的大小），包含1024项，每个项4字节（32位），项目里存储的内容就是页表的物理地址。如果页目录表中的页表尚未分配，则物理地址填0。
14. 页表的大小也是4k，同样包含1024项，每个项4字节，内容为最终物理页的物理内存起始地址。可以说除了低一级，就没什么区别。页表内容是不连续的，因为页肯定是不连续的，这是它的意义，而页目录表连续不连续，就要看页表连续不连续，一般是不连续的，那么页目录表就是不连续的，一般一个进程一个页目录表，因为页表肯定是依附进程的。每个活动的任务，必须要先分配给它一个页目录表，并把页目录表的物理地址存入cr3寄存器。页表可以提前分配好，也可以在用到的时候再分配。
15. 线性地址 0x80495b0 转换成二进制后是 0000 1000 0000 0100 1001 0101 1011 0000，最高10位0000 1000 00的十进制是32，CPU查看页目录表第32项，里面存放的是页表的物理地址。线性地址中间10位00 0100 1001 的十进制是73，页表的第73项存储的是最终物理页的物理起始地址。物理页基地址加上线性地址中最低12位的偏移量，CPU就找到了线性地址最终对应的物理内存单元。
16. Linux自然不会给每个进程都真的分配4G的内存，也没有那么多的内存，Linux利用CPU的一个机制解决了这个问题。进程创建后我们可以给页目录表的表项值都填0，CPU在查找页表时，如果表项的内容为0,则会引发一个缺页异常，进程暂停执行，Linux内核这时候可以通过一系列复杂的算法给分配一个物理页，并把物理页的地址填入表项中，进程再恢复执行。当然进程在这个过程中是被蒙蔽的，它自己的感觉还是正常访问到了物理内存。完全黑箱操作，临时分配。
17. 之所以说每个段的段基址都是0，那是因为每个段，都分配了4G的内存。Linux没有LDT，GDT里也都是0，逻辑地址完全就是线性地址，完全是通过页目录表和页表的方式，从以0开头的方便逻辑地址转换为实际开辟的物理地址。GDT存在的意义仅仅是为了标注控制符号。如果说有LDT的系统，它的GDT可以存段符也可以存LDT，仅凭段符的转换就可以直接作用与实际内存。而Linux不行，甭管分页不分页，它的页目录表也是必须存在的。用来指示起始地址不分页的话页表就没了，就一个页目录表，有点名不副实呢。一个段4个G，一个段一个页表，页表刚好4K，它能存1024*4K=4096K，刚好4G啊。一个页表就能表示一个段。一个进程一个页目录表。。。还是说一个进程分配4G。是一个进程4G，每一个段在其中：
那么段基址为0是怎么解释的呢？也就是说，对于一个进程的段基址，必然不是0.
但是基址就是0.。。。仅仅特权级和种类不同。。。因为Linux所有的段（用户代码段、用户数据段、内核代码段、内核数据段）的线性地址都是从 0x00000000 开始，长度4G，那么。。。有矛盾了。先看下面的吧。
18. 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linux内核中伙伴系统用来管理物理内存，其分配的单位是页，但是向用户程序一样，内核也需要动态分配内存，而伙伴系统分配的粒度又太大。由于内核无法借助标准的C库，因而需要别的手段来实现内核中动态内存的分配管理，linux采用的是slab分配器。slab分配器不仅可以提供动态内存的管理功能，而且可以作为经常分配并释放的内存的缓存。通过slab缓存，内核能够储备一些对象，供后续使用。需要注意的是slab分配器只管理内核的常规地址空间（准确的说是直接被映射到内核地址空间的那部分内存包括ZONE_NORMAL和ZONE_DMA）。
19. 采用了slab分配器后，在释放内存时，slab分配器将释放的内存块保存在一个列表中，而不是返回给伙伴系统。在下一次内核申请同样类型的对象时，会使用该列表中的内存开。提供小块内存的分配支持，不必每次申请释放都和伙伴系统打交道，提供了分配释放效率，如果在slab缓存的话，其在CPU高速缓存的概率也会较高。伙伴系统的操作队系统的数据和指令高速缓存有影响，slab分配器降低了这种副作用。伙伴系统分配的页地址都页的倍数，这对CPU的高速缓存的利用有负面影响，slab分配器通过着色使得slab对象能够均匀的使用高速缓存，提高高速缓存的利用率，slab分配器并没有脱离伙伴系统，而是基于伙伴系统分配的大内存进一步细分成小内存分配。伙伴系统分配出一块区域（通常有几个页的大小）给slab。slab在将其分出若干个object，而管理这些的数据结构是struct kmem_cache。
20. 使用struct kmem_cache结构描述的一段内存就称作一个slab缓存池。一个slab缓存池就像是一箱牛奶，一箱牛奶中有很多瓶牛奶，每瓶牛奶就是一个object。分配内存的时候，就相当于从牛奶箱中拿一瓶。总有拿完的一天。当箱子空的时候，你就需要去超市再买一箱回来。超市就相当于partial链表，超市存储着很多箱牛奶。如果超市也卖完了，自然就要从厂家进货，然后出售给你。厂家就相当于伙伴系统。
21. slub把内存分组管理，每个组分别包含2^3、2^4、...2^11个字节，在4K页大小的默认情况下，另外还有两个特殊的组，分别是96B和192B，共11组。之所以这样分配是因为如果申请2^12B大小的内存，就可以使用伙伴系统提供的接口直接申请一个完整的页面即可。
kmalloc_caches代表的是分类，并不是仅仅一个页大小，不仍然8个字节连自己都存不了，实际上应该是管了一连串的页，它们只分配出8字节的object才对。
其中的每一份都是一个kmem_cache， 一切的一切源于kmalloc_caches[12]这个数组，该数组的定义如下：
struct kmem_cache kmalloc_caches[PAGE_SHIFT] __cacheline_aligned;
可以把一个kmem_cache结构体看做是一个特定大小内存的零售商，整个slub系统中共有12个这样的零售商，每个“零售商”只“零售”特定大小的内存，例如：有的“零售商”只"零售"8Byte大小的内存，有的只”零售“16Byte大小的内存。
每个零售商(kmem_cache)有两个“部门”，一个是“仓库”：kmem_cache_node，一个“营业厅”：kmem_cache_cpu。“营业厅”里只保留一个slab，只有在营业厅(kmem_cache_cpu)中没有空闲内存的情况下才会从仓库中换出其他的slab。
所谓slab就是零售商(kmem_cache)批发的连续的整页内存，零售商把这些整页的内存分成许多小内存，然后分别“零售”出去，一个slab可能包含多个连续的内存页。slab的大小和零售商有关。它被kmem_cache_node和kmem_cache_cpu控制着。
22. 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。
23. 在8086处理器诞生之前，内存寻址方式就是直接访问物理地址。8086处理器为了寻址1M的内存空间，把地址总线扩展到了20位。但是，一个尴尬的问题出现了，ALU的宽度只有16位，也就是说，ALU不能计算20位的地址。为了解决这个问题，分段机制被引入，登上了历史舞台。也就是说，到了32位时代，由于寄存器能直接访问内存任何一个地方，实际上就不用分段了。但是分段有另外一个好处，那就是所有偏移地址都从0开始，简化编程，如果这样的话，等到了32位，偏移地址就必须指出其实际物理地址，也就是不再是从零开始（实际上也不叫偏移地址了），因此这就是虚拟地址转换的重要原因之一，虚拟地址转换不仅可以让应用程序感觉到它在独占整个4G段，而且还从零开始，摆脱了写死物理地址的问题。
24. 在IA32的保护模式下，这个逻辑地址不是被直接送到内存总线而是被送到内存管理单元（MMU）。MMU由一个或一组芯片组成，其功能是把逻辑地址映射为物理地址，即进行地址转换。在Linux上的分段，仅仅是为了清晰程序结构的作用。IA32中有六个16位段寄存器：CS, DS, SS, ES，FS, GS.跟8086的段寄存器不同的是，这些寄存器存放的不再是某个段的基地址，而是某个段的选择符（Selector）。
25. 全局描述符表GDT，包含着系统中所有任务都共用的那些段的描述符。 它的第一个8字节位置没有使用。
局部描述符表LDT，包含了与一个给定任务有关的描述符，每个任务各自有一个的LDT。 有了LDT，就可以使给定任务的代码、 数据与别的任务相隔离。每一个任务的局部描述符表LDT本身也用一个描述符来表示，称为LDT描述符，它包含了有关局部描述符表的信息，被放在全局描述符表GDT中。
中断描述符表IDT，包含256个门描述符。IDT中只能包含任务门、中断门和陷阱门描述符，虽然IDT表最长也可以为64K字节，但只能存取2K字节以内的描述符，即256个描述符，这个数字是为了和8086保持兼容。
首先，我们要明确，分段机制是IA32提供的寻址方式，这是硬件层面的。就是说，不管你是windows还是linux，只要使用IA32的CPU访问内存，都要经过MMU的转换流程才能得到物理地址，也就是说必须经过逻辑地址–线性地址–物理地址的转换。前面说了那么多关于分段机制的实现，其实，对于Linux来说，并没有什么卵用。因为，Linux基本不使用分段的机制，或者说，Linux中的分段机制只是为了兼容IA32的硬件而设计的。Linux内核的设计并没有全部采用Intel所提供的段方案，仅仅有限度地使用了一下分段机制。这不仅简化了Linux内核的设计，而且为把Linux移植到其他平台创造了条件，因为很多RISC处理器并不支持段机制。
26. 在 IA32 上任意给出的地址都是一个虚拟地址，即任意一个地址都是通过“选择符:偏移量”的方式给出的，这是段机制存访问模式的基本特点。所以在IA32上设计操作系统时无法回避使用段机制。一个虚拟地址最终会通过“段基地址＋偏移量”的方式转化为一个线性地址。 但是，由于绝大多数硬件平台都不支持段机制，只支持分页机制，所以为了让 Linux 具有更好的可移植性，我们需要去掉段机制而只使用分页机制。但不幸的是，IA32规定段机制是不可禁止的，因此不可能绕过它直接给出线性地址空间的地址。万般无奈之下，Linux的设计人员干脆让段的基地址为0，而段的界限为4GB，这时任意给出一个偏移量，则等式为“0+偏移量=线性地址”，也就是说“偏移量＝线性地址”。也就是说，给一个进程4G的内存空间也好，还是给一个段4G的内存空间也好，一般是给一个进程4G空间，说给一个段4G空间也不差，这只是对分段的妥协。
27. 另外，由于IA32段机制还规定，必须为代码段和数据段创建不同的段，所以Linux必须为代码段和数据段分别创建一个基地址为0，段界限为4GB的段描述符。不仅如此，由于Linux内核运行在特权级0，而用户程序运行在特权级别3，根据IA32段保护机制规定，特权级3的程序是无法访问特权级为0的段的，所以Linux必须为内核用户程序分别创建其代码段和数据段。这就意味着Linux必须创建4个段描述符——特权级0的代码段和数据段，特权级3的代码段和数据段。
28. 关于逻辑地址从0开始的问题，是因为每个段的页表都不同，在线性转物理地址的时候，它能知道这是哪一个段的页表，从而进行转换，页表是实现虚拟内存映射的重要机制，就算2不分页，它也是需要进行映射处理的。
29.
内核页表中的内容为所有进程共享，每个进程都有自己的“进程页表”，“进程页表”中映射的线性地址包括两部分：
用户态
内核态
其中，内核态地址对应的相关页表项，对于所有进程来说都是相同的(因为内核空间对所有进程来说都是共享的)，而这部分页表内容其实就来源于“内核页表”，即每个进程的“进程页表”中内核态地址相关的页表项都是“内核页表”的一个拷贝。用户进程会进入内核从而访问内核。这就是系统调用。
妙啊。。。
