主要包括虚拟内存和物理内存、进程内存空间、用户态和内核态的内存映射。
分段机制
分段机制比较符合逻辑，比如可以把程序分成代码段、全局变量段、堆栈段等。
分段的虚拟地址主要包含段选择因子和段内偏移。段选择子就保存在段寄存器中，段选择子中有一个段号，可以用作段表的索引，段表里面保存的是这个段的基地址、段的界限、特权等级等。
所以物理地址=段基址+偏移。
其实linux倾向于另外一种从虚拟地址到物理地址的转换方式，叫做分页（paging）（效率高）
对于物理内存，操作系统把它分成一块一块大小相同的页，这样更方便管理。比如有的内存页长时间不用了，可以暂时写到硬盘上，称为换出；一旦需要的时候，再加载进来，叫做换入。这样可以扩大可用物理内存的大小，提高物理内存的利用率（换入换出技术）
这个换入和换出都是以页为单位的。页面的大小一般为4KB。为了能够定位和访问每个页，需要有个页表，保存每个页的起始地址，在加上在页内的偏移量，组成线性地址，就能对内存中的每个位置进行访问了
同样的，物理地址=页号+偏移量。（页号会映射到块号）
内存管理系统主要做了下面三件事情：
第一，虚拟内存空间的管理，将虚拟内存分为大小相等的页
第二，物理内存的管理，将物理内存分为大小相等的页
第三，内存映射，将虚拟内存和物理内存映射起来可以转换，并且在内存紧张的时候可以换出到硬盘中
进程的虚拟内存空间
进程的虚拟地址空间，其实就是从task_struct出发来看。
这里面有一个struct mm_struct结构来管理内存：
struct mm_struct mm;
在struct mm_struct里面，有这样一个成员变量：
unsigned long task_size; / size of task vm space */
整个虚拟内存空间要一分为二，一部分是用户态地址空间，一部分是内核态地址空间，这这两部分的分界线在哪里呢？这就要task_size来定义。
源码里是利用宏定义了，#ifdef CONFIG_X86_32如果是32位系统，默认用户态是3G,内核态是1G
如果是64位系统 #define TASK_SIZE_MAX ((1UL << 47) - PAGE_SIZE)其实只用了48位。用户态和内核态都是128T。
接下来要了解mm_struct主要有哪些东西用来管理内存。
用户态虚拟空间里面有几类数据，比如代码、全局变量、堆、栈、内存映射区等。在struct mm_struct里面，有下面这些变量定义了这些区域的统计信息和位置：
total_vm：总共映射的页的数目。我们知道，这么大的虚拟地址空间，不可能都有真实的内存对应，所以这里是映射的数目。当内存吃紧的时候，有些页可以换出到硬盘上，有的页因为比较重要，不能换出。locked_vm就是被锁定不能换出，pinned_vm是不能换出，也不能移动。
以及数据的起始位置和页的数目，以及栈、代码的。
mmap_base 表示虚拟地址空间中用于内存映射的起始地址。一般情况下，这个空间是从高地址到低地址增长的和栈一样。
malloc申请内存的时候，就是通过mmap 在这里映射一块区域到物理内存（小于128K的还是brk在堆里分配的）
加载动态链接库so文件，也是在这个区域里面，映射一块区域到so文件。
除了位置信息外，struct mm_struct里面还有一个专门的结构vm_area_struct，来描述这些区域的属性：
struct vm_area_struct mmap; / list of VMAs */
struct rb_root mm_rb;
这里面是一个单链表，用于将这些区域串起来。其实指的是代码，数据,BSS,堆栈内存映射这些区域。
每个节点会有指向上下区域的指针，以及区域的开始位置和结束位置，以及一个实体（红黑树，代表mm_struct的实体）
另外还有一个红黑树，可以快速查找一个内存区域，并且在需要改变的时候，能够快速修改。每个节点都是一个mm_struct。 （我们已经知道了，红黑树不仅用于mm_struct实体，还用于实现CFS调度的实体）
还有一些内存映射的，包括到物理内存和文件的。
那这些vm_area_struct 是如何和上面的内存区域管理的呢？
这个事情是在load_elf_binary里面实现的。（load_elf_binary可以用于加载内核、启动第一个用户态进程、exec运行一个二进制程序）当exec运行一个二进制程序时，除了解析ELF的格式之外，另一个重要的事情就是建立内存映射
总结：内存管理，即进程的内存空间布局是有一个mm_struct结构的，里面包含了每个区域的起始位置和页的数目（堆栈数据代码内存映射等）。以及管理这些区域的链表结构，和红黑树。用于快速找到并且方便修改这些区域。实现各个区域的分配就是load_elf_binary函数实现的。通过给定的起始位置分配空间。链表可以方便地找到上下的区域以及删除增加，红黑树可以方便找到区域的实体。
映射完毕后，什么情况下会修改呢？
第一种情况是函数的调用，涉及到函数栈的改变，主要改变栈顶指针
第二种情况是通过malloc申请一个堆内存，当然底层要么执行brk，要么执行mmap。
brk是怎么做的呢？
首先要做的第一个事情，将原来的堆顶和现在的堆顶，都按照页对齐地址，然后比较大小。如果两者相同，说明这次增加的堆的量很小，还在一个页里面，不需要另行分配页，直接调到set_brk那里，设置mm->brk为新的brk就可以了；
如果发现新旧堆顶不在一个页里面，就说明要跨页。如果发现新堆顶小于旧堆顶，这说明不是新分配内存了，而是释放内存了，释放的还不小，至少释放了一页，于是调用do_dupmap将这一页的内存映射去掉
如果是分配内存，就要看红黑树了。找到的是原来堆顶所在的vm_area_struct的下一个vm_area_struct，看当前的堆顶和下一个vm_area_struct之间还能不能分配一个完整的页（其实也就是堆和内存映射区之间还有多少剩余空间）如果不能，没办法只好直接退出返回，内存空间都被占满了
如果还有空间，就调用do_brk进一步分配堆空间，从旧堆顶开始，分配计算出的新旧堆顶之间的页数
在 do_brk 中，调用 find_vma_links 找到将来的 vm_area_struct 节点在红黑树的位置，找到它的父节点、前序节点。
接下来调用 vma_merge，看这个新节点是否能够和现有树中的节点合并。
如果地址是连着的，能够合并，则不用创建新的 vm_area_struct 了，直接跳到 out，更新统计值即可；
如果不能合并，则创建新的 vm_area_struct，既加到 anon_vma_chain 链表中，也加到红黑树中。
（总结brk：不仅仅就是堆顶上移在堆分配一块内存。首先要看新旧堆顶是否在一页里面，在的话不需要分配页，返回新的堆顶即可；如果跨页的话，就要考虑两个区域之间是否有足够的空间了，没有分配就失败了，有的话计算分配的页数，还要看看是不是可以合并区域，如果连着的直接合并了，不是的话还要创建区域加到链表和红黑树中。
实际上为了避免这个问题，malloc分配大的空间都是用mmap形式的，直接拿走一块内存，用完必须回收；而brk只分配小内存，并且分配的并不就是实际的比如1字节会分配100字节，用完放在缓存池中下次用，因此就避免了频繁地系统调用；mmap避免了内存碎片的产生。
可以体会到区域实体不仅仅是数据代码段等了，比如brk可能涉及到内存释放回收的碎片以及内存对齐等，分配的空间并不连续，就需要新增加区域节点，这就是链表和红黑树存在的意义了。可以快速找到区域以及更新区域内容。
还可以体会到linux进程实际上是结合了段页式的内存管理，首先虚拟内存的基本寻址是页的形式，通过页表将页号转换为块号+虚拟地址找到物理地址。而mm_strcut进程的内存管理数据结构分的一些区域是按照段分的，段里面包含了页号。
）
内存态虚拟空间的布局
内核态的虚拟空间和某一个进程没有关系，所有仅通过系统调用进入到内核之后，看到的虚拟地址空间都是一样的。
内核前1M空间已经被BIOS那些初始化程序占了；
32位的内核态虚拟地址空间一共就1G，占绝大部分前896M，我们称为直接映射区。绝大多数都放在这里面，比如我们常说的task_struct，mm_struct涉及到进程调度内存管理的数据结构就放在这里，以及页表也会放在这里。
另外，内核也有内核栈的空间，前面说了，当系统调用进入内核态就需要内核栈，内核栈的特色就是thread_info是为了存储体系结构相关的信息（task_struct通用的），以及还有一块内存存放用户态的CPU上下文信息用于恢复现场的。
另外，还有内核映射区vmalloc，相当于内核的堆和内存映射；以及固定映射满足特定需求。
总结（内核虚拟空间：初始化程序、896M的直接映射区，存放用户的页表、进程管理结构等、vmalloc、特殊区）
有一点需要辨析：页表放在哪里？
页表放在内核的直接映射区毋庸置疑，因为它不能随意更改的，否则自己乱映射起不到保护隔离作用了。
特别的是，内核也有自己的页表，比如初始化程序的页表，内核malloc的页表等，这些放在它们自己的内核区域。进程切换的时候只会切换用户的页表，内核页表不变。（也就是调度，找到下一个task_struct）
那么页表每次查询需要陷入内核吗？
并不是的。设计者早就想到这一点了，如果每次虚拟内存到物理内存转换都要进入内核也太低效率了。
所以这个地址翻译工作是硬件完成的，不需要代码参与，没有性能损失。
那么页表项增加删除会进入内核吗?
这是会的。起到保护作用嘛，为了安全。但其实malloc/free函数其实已经封装了一层了。free不会立即回收内存而是放在缓存池中，malloc（1）也不会仅仅分配1字节，而是多分一点。就是为了频繁的系统调用；
TLB块表就是在内存中的，很快。页表是在物理内存也就是外存的。
总结一下：
虚拟内存作用就是：多任务系统，起到进程隔离作用；另外就是换入换出技术扩大逻辑内存；
每个进程都会有自己的task_struct，存放在内核空间中。这个结构体信息很多，包括了调度，内存管理，文件文件系统管理，统计信息，pid亲缘信息，权限管理，信号处理，内核栈等等。
对于内存来说的话，mm_struct会记录每个区域的信息（链表+红黑树）,进程都会有自己的页表，存放在内核空间中，所以说fork一个进程，就是fork它的任务结构体并赋值，其中包含页表；
进程切换时，就是找到另一个任务结构体执行，其中用户的页表也要切换了。这会导致cache不热了，命中率变低。
物理内存管理
物理内存的组织方式
最经典的内存使用方式：CPU是通过总线去访问内存的
平坦内存模型（最经典的模型）：
内存是由连续的一页一页的块组成的。我们可以从0开始对物理页进程编号，这样每个物理页都会有个页号。所有的内存条组成一大块内存，在总线的另一侧，所有的CPU访问内存都要过总线，而且距离是一样的，这种模式叫做SMP（Symmetric multiprocessing），即对称多处理器。
当然，缺点是，总线会成为瓶颈，因为数据都要走它
为了提高性能和可扩展性，后来有了一种更高级的模式，NUMA（Non-uniform memory access)，非一致性内存访问：每个CPU都有自己的本地内存，CPU访问本地内存不用过总线，因而速度快很多，每个CPU核内存在一起，称为一个NUMA节点。但是，在本地内存不足的情况下，每个CPU都可以去另外的NUMA节点申请内存，这个时候访问延时就会比较长。
后来内存技术牛了，可以支持热插播了。这个时候，不连续成为常态，于是就有了稀疏内存模型
如果有多个CPU，就有多个节点。每个节点用struct pglist_data表示，放在一个数组里面
每个节点分为多个区域，每个区域用struct zone表示，也放在一个数组里面
每个区域分为多个页。为了方便分配，空闲页放在struct free_area 里面，使用伙伴系统进行管理和分配，每一页用struct page表示.
整体就是节点-区域-页
页是组成物理内存的基本单位，其数据结构是struct page。这是一个特别复杂的结构，里面有很多union。这里之所以用了union，是因为一个物理页面使用模式有很多种。
第一种模式，要用就用一整页。这一整页的内存
或者直接和虚拟地址空间建立映射关系，我们把这种叫做匿名页（anonymous page）
或者用于关联一个文件，然后再和虚拟地址空间建立映射关系，这样的文件，我们称为内存映射文件（Memory-mapped File）
第二种模式，仅需分配小块内存。
有时候，我们不需要一下子分配这么多的内存，比如分配一个task_struct结构。linux系统采用了一种被称为slab allocator的技术。它的基本原理是从内存管理模块申请一整块页，然后划分成多个小块的存储池，用复杂的队列来维护这些小块的状态。也正是因为 slab allocator 对于队列的维护过于复杂，后来就有了一种不使用队列的分配器。
页的分配
上面我们讲了物理内存的组织，从节点到区域到页到小块。接下来，我们来看物理内存的分配。
对于要分配比较大的内存，比如到分配页级别的，可以使用伙伴系统（buddy system）：
linux中内存管理的“页”大小为4KB。把所有的空闲页分组为11个页块链表，每个块链表分别包含很多个大小的页块，有1、2、4、8、16、32、128、256、512和1024个连续页的页块。最大可以申请1024个连续页，对应4MB大小的连续内存。每个页块的第一个页的物理地址是该页块大小的整数倍。
第 i 个页块链表中，页块中页的数目为 2^i。比如，要请求一个128个页的页块时，先检查128个页的页块链表是否有空闲块。如果没有，则查256个页的页块链表；如果有空闲块的话，则将256个页的页块分成两份，一份使用，一份插入到128个页的页块链表中。如果还是没有，就查512个页的页块链表；如果有的话，就分裂为128、128、256三个页块，一个128的使用，剩余两个插入到对应页块链表(伙伴系统的意思就是劫富济贫)
如果遇到小的对象，会使用slub分配器进行分配。接下来将分析其原理。原理过于复杂
页面换出
什么情况下会触发页面换出呢？
可以想象，最常见的情况就是，分配内存的时候，发现没有地方了，就试图回收一下。
另外一种情况是，作为内存管理系统应该主动去做的，而不能等真的出了事情再做，这就是内核线程kswapd。这个内核线程，在系统初始化的时候就被创建。这样它会进入一个无限循环，直到系统停止。在这个循环中，如果内存使用没有那么紧张，拿它就可以放心sleep；如果内存紧张了，就要去检查一下内存，看看是否需要换出一些内存页。
这里面有个lru列表，从下面的定义，我们可以想象，所有的页面都被挂载LRU列表中，LRU就是 Least Recent Use，也就是最近最少使用。也就是说，这个列表里面会按照活跃程度进行排序，这样就很容易把不怎么用的内存页拿出来做处理。
内存页一共分两类，一类是匿名页，和虚拟地址进行管理；一类是内存映射，不但和虚拟地址空间管理，还和文件管理管理。
它的每一类都有两个列表，一共是active，一共是inactive。active就是比较活跃的，inactive就是不怎么活跃的。这里面的页会变化，过一段时间，活跃的可能变成不活跃的，不活跃的可能变成活跃的。如果要换出内存，那就是从不活跃列表中找出最不活跃的，换出到硬盘上。
这里涉及到LRU算法的缓存污染和预读失效的问题。
缓存污染就是一次读大量数据 ，但是只是这一次访问，如果LRU需要从头到尾移动花很长时间。linux操作系统用的就是活跃和非活跃的LRU，一开始在非活跃的，满足一定条件才到活跃列表。mysql类似的，redis用的是lfu代替lru.
用户态内存映射
每一个进程都有一个列表vm_area_struct，指向虚拟地址空间的不同的内存块，这个编码的名字叫做mmap
struct mm_struct {
struct vm_area_struct mmap; / list of VMAs */
…
}
其实内存映射不仅仅是物理内存和虚拟内存之间的映射，还包含将文件中的内容映射到虚拟内存空间。这个时候，访问内存空间就能够访问到文件里面的数据。而仅有物理内存和虚拟内存的映射，是一种特殊情况。
如果我们要申请小块堆内存，就用brk。
如果我们要申请大块堆内存，就用mmap。这里的mmap就是映射内存空间到物理内存
如果一个进程想映射一个文件到自己的虚拟内存空间，也有用mmap系统调用。这个时候mmap是映射内存空间到物理内存再到文件。
mmap系统调用做了什么？
调用get_unmapped_area 找到一个没有映射的区域：在表示虚拟内存区域的vm_area_struct 红黑树上找到相应的位置
调用mmap_region映射这个区域：先看看能不能和前一个合并Merge,不行的话就创建一个新的vm_area_struct对象，设置起始和结束位置，将它加入队列。如果是映射到文件的话就是调用file op相关函数，这一刻文件和内存开始发生关系了。这里我们将vm_area_struct 的内存操作设置为文件系统操作，也就是说，读写内存就是读写文件系统
最终，vma_link函数将新创建的vm_area_struct挂在了mm_struct里面的红黑树上。
vma_link还做了另外一件事情，就是__vma_link_file。对于打开的文件，会有一个结构 struct file 来表示。它有个成员指向 struct address_space 结构，这里面有棵变量名为 i_mmap 的红黑树，vm_area_struct 就挂在这棵树上。也就是建立文件到内存的映射。
可是现在还没有和物理内存发生任何关系，还是在虚拟内存里面折腾啊？
是的，这个时候，内存管理并不直接分配物理内存，因为物理内存相对于虚拟地址空间太宝贵了，只有等到真正用的那一刻才会开始分配。malloc分配的是虚拟内存。
缺页异常
一旦开始访问虚拟内存的某个地址，如果发现，并没有对应的物理页，就会触发缺页中断，调用do_page_fault
在__do_page_fault里面，先要判断缺页中断是否发生在内核。如果发生在内核则调用vmalloc_fault，在内核里面，vmalloc区域需要内核页表映射到物理页；
如果发生在用户空间里面，找到你访问的那个地址所在的区域vm_area_struct，然后调用handle_mm_fault来映射这个区域；如何实现虚拟到物理的映射呢？
这个函数里，我们看到了熟悉的PGD、P4G、PUD、PMD、PTE，这就是页表中四级页表的概念
pgd_t 用于全局页目录项，pud_t 用于上层页目录项，pmd_t 用于中间页目录项，pte_t 用于直接页表项。
每个进程都有独立的地址空间，为了这个进程独立完成映射，每个进程都有独立的进程页表，这个页表的最顶层的pgd存放在task_struct中的mm_struct的pgd变量里面。
我们在fork的时候，memcpy父进程的task_struct，就要复制mm_strcut的pgd变量。mm_init调用mm_alloc_pgd，分配全局页目录页。pgd_alloc里面除了分配PDG之外，还做了很重要的一个事情，就是调用pgd_ctor，复制一下内核页表。
当这个进程被调用到某个CPU上运行的时候。也就是会出发缺页中断了。这里面会调用load_new_mm_cr3。cr3是CPU的一个寄存器，它会指向当前进程的顶级pgd。如果CPU的指令要访问进程的虚拟内存，它就会自动从cr3里面得到pgd在物理内存的地址，然后根据里面的页表解析虚拟内存的地址为物理内存，从而访问真正的物理内存上的数据。（这就是为什么说地址翻译是硬件完成的，转换过程不用进入内核态的）
第一次才会缺页异常，所以__handle_mm_fault 调用 pud_alloc 和 pmd_alloc，来创建相应的页目录项，最后调用 handle_pte_fault 来创建页表项。下一次访问就不会产生缺页异常了。
页表项的创建分成三种情况：第一就是pte出现过说明原来页面在物理内存中，后来换出到硬盘了，现在应该换回来，调用的是do_swap_page。（swap分区就是存这些页的，先看看swap文件有没有缓存页，没有再从硬盘调入）
第二就是pte没有出现过，应该映射到一个物理内存页，在这里调用的是 do_anonymous_page。（先通弄过pte_alloc分配一个页表项，并最终调用__alloc_pages_nodemask，这个函数就是伙伴系统的核心函数，专门用来分配物理页面的）
如果是映射到文件，调用的就是 do_fault（先看物理内存有有没有文件页表的缓存，没有将文件内容读到内存中，这里还涉及到内核虚拟地址的临时映射比较麻烦）
内核态的内存映射
内核态的内存映射机制，主要包含如下几个部分：
内核态内存映射函数vmalloc、kmap_atomic是如何工作的
内核态页表是放在哪里的，如何工作的？swapper_pg_dir 是怎么回事；
出现内核态缺页异常该怎么办？
和用户态页表不同，在系统初始化的时候，我们就要创建内核页表了。接下来是初始化内核页表，在系统启动的时候 start_kernel 会调用 setup_arch。
vmalloc是内核的动态映射，因为内核只有896MB直接映射，动态申请大块内存的话就会用。
kmap_atomic是临时映射，上面说的文件的映射就会用到内核的临时映射了。
内核地址映射的模型
32位的进程虚拟内存空间，3GB是用户的，1GB是内核的。如果都是直接映射的话，那么内核也就只能访问1GB的物理内存，如果安装了8GB的物理内存，7GB内核无法访问。所以不能全部是直接映射。
所以x86分成了三个部分：
DMA,NORMAL,HIGHMEM.
DMA占0-16MB：用于设备的自动访问，IO不用CPU，解放CPU；
NORMAL：直接映射区，比如存放task_strcut这种；
HIGHMEM：所谓的高端内存（896-1024MB）借助124MB的内存实现映射所有的物理内存。
（其实就是借用一段地址空间，建立临时映射，用完后释放）如果有人一直不释放怎么办？
高端内存其实分成三部分：
VMALLOC部分； KMAP部分， FIX部分
VMALLOC就是用来实现动态映射的；
FIX部分：用于临时映射的kmap_atomic
KMAP部分实现永久映射，主要放的是内核的全局页表（swapper_pg_dir），不同进程都是一样的，对应用户空间的就是PGD全局页表，通过CR3寄存器指向。
现在总结一下；
第一：就是进程虚拟内存的管理。段页结合。 因为进程的虚拟地址空间按照段来分区域的，但是最小的单位是页。有一个mm_stcuct管理，其中最重要的就是vm_area_struct结构，包含了一个链表和红黑树，每个区域都会在红黑树有个实体，然后放在链表上。为了实现快速的查找和更改。
第二就是：物理内存的组织。包括NUMA架构，分成节点区域页。物理内存分配：大的就用伙伴系统（多级链表），小的有slab alloctor。 物理内存的换入换出，当内存不够就kswapd内核线程换出一些内存页，经典的LRU算法，活跃不活跃来解决缓存污染的问题。
第三就是虚拟地址到物理地址的映射。页表来完成。具体的就有很多了。
能够更改进程内存映射的只有两个操作，要么是函数调用会使栈指针上移；一个就是Malloc动态分配内存了。（页表翻译不需要陷入内核，但是新增加页表项是需要的，因为malloc实际上封装了一层，一次多分配一些，并且free不立即回收，避免频繁地缺页中断。）
malloc分配小内存用的brk,总结brk：不仅仅就是堆顶上移在堆分配一块内存。首先要看新旧堆顶是否在一页里面，在的话不需要分配页，返回新的堆顶即可；如果跨页的话，就要考虑两个区域之间是否有足够的空间了，没有分配就失败了，有的话计算分配的页数，还要看看是不是可以合并区域，如果连着的直接合并了，不是的话还要创建区域加到链表和红黑树中。
分配大内存就要用mmap内存映射了。
首先调用unmapparea查看没有映射的区域，实际就是在红黑树找；
找到之后看看能不能和前一个合并，不行就新建一个，挂到红黑树上；
思想和brk差不多其实；
这些都只是虚拟地址；
然后一旦使用了进程，当这个进程被调用到某个CPU上运行的时候。也就是会出发缺页中断了。这里面会调用load_new_mm_cr3。cr3是CPU的一个寄存器，它会指向当前进程的顶级pgd。如果CPU的指令要访问进程的虚拟内存，它就会自动从cr3里面得到pgd在物理内存的地址，然后根据里面的页表解析虚拟内存的地址为物理内存，从而访问真正的物理内存上的数据。
因为只有第一次才会有缺页中断，所以访问后__handle_mm_fault 调用 pud_alloc 和 pmd_alloc，来创建相应的页目录项，最后调用 handle_pte_fault 来创建页表项。下一次访问就不会产生缺页异常了。
页表项创建也分成三种，具体的看前面。
linux页表分成四级，每个进程的全局页表是不一样的，所以进程切换的时候，PGD也不一样。但是内核的全局页表（swapper_pg_dir）一样的（内核初始化程序等的页表），存放在持久映射区。
PGD下面有PUD,PMD,PTE。通过CR3寄存器就可以找到对应的物理块号。
MMU实际上就是先找TLB，没有再找CR3，没有就缺页异常了。
同时,malloc也会先分配虚拟地址，使用的时候进入MMU缺页异常，进行处理。
第四就是内核的空间布局和内核的内存映射分类了。