摘要：

本文概述Linux內核實現內存管理的基本概念，在了解基本概念后，逐步展開介紹實現內存管理的相關技術，后面會分多篇進行介紹。

0、引言

Linux內核主要由進程管理、內存管理、文件系統和設備驅動四個子系統組成。內存管理是內核最復雜同時也是最重要的一部分。

1、物理地址的分布

ARM體系結構的物理地址映射是預定義的，并且規定好了哪個位置應該使用哪條總線。芯片制造商在集成ARM core的時候，只需按照預定義的物理地址映射分配內存、外設等即可。

ARM體系結構的物理地址都是從0地址開始的線性組合，下面分別簡介ARM cortex-M3/M4、ARMv7和ARMv8系列芯片的物理地址映射。

1.1 ARM cortex-M3/M4的物理地址分布

ARM cortex-M3/M4的地址分布如下，由于該系列的core沒有MMU，所以其使用內存都是一一對應的，雖然不是我們介紹的重點，可以了解下。其理論地址空間范圍是0~4GB。

手冊中詳細介紹了每memory region的用途。

1.2 Cortex-A（ARMv7）系列芯片的地址映射

ARMv7作為32位的微處理器，下圖展示的是使能MMU后物理地址和虛擬地址之間的概覽，其理論地址空間范圍是0~4GB。

1.3 Cortex-A（ARMv8）系列芯片的地址映射

ARMv8作為64位的微處理器，使能MMU后物理地址和虛擬地址之間的概覽如下，其理論地址空間范圍是0~4*（2^32）GB（0xFFFFFFFF_FFFFFFFF），這個地址空間范圍異常之大，是用不完的，所以中間有大量的Reserved區域。

2、Linux 虛擬地址空間分布

Linux內核一般將處理的虛擬地址空間劃分成兩個部分：用戶態和內核態。

在32位系統上，最大尋址空間是4GB，所以最大虛擬地址空間也是4GB，其中1GB分給內核，3GB分為用戶。

在64位系統上，最大尋址空間是0xFFFFFFFFFFFFFFFF，這個地址非常大，對于當前的技術，用完幾乎是不可能的，針對不同的芯片架構有不同的分法，比如x86 64位系統給內核和用戶各分了128TB的地址空間，ARM 64位系統給內核和用戶各分了256TB的地址空間，由于我們主要研究ARM體系結構，后續講到內存和芯片架構相關的統一默認為ARM系統結構。

2.1 內核態地址空間

簡單地從ARM 32位系統分析。

2.2 用戶態地址空間

每個用戶進程都有自己獨立的虛擬地址空間，仿佛該進程獨占了整個內存。

Linux C/C++編譯之后的可執行文件常使用ELF（全稱：Executableand Linking Format）文件格式，可執行文件是按照段（segment）組織的。我們就以進程的可執行文件為ELF下的內存布局。

（1）text段：存放程序代碼

（2）data段：存放初始化后的全局變量、局部靜態變量

（3）bss段：存放未初始化的全局變量、局部靜態變量

（4）堆：存放動態分配的內存，比如melloc函數申請的內存

（5）內存映射區（MemoryMapping Segment）：存放mmap函數映射內容和動態鏈接庫等內容

（6）棧：存放函數運行時的參數、局部變量等

（7）內核空間：每個用戶進程都共享同一份內核空間，用戶進程不能直接訪問內核空間，必須使用系統調用來保證安全性。

3、虛擬地址和物理地址轉換MMU

在進程執行中，CPU不能直接操作物理地址，必須要經過MMU轉換后才能訪問真正的物理地址。

Memory Management Unit（MMU）最主要的功能是管理任務作為獨立的程序，每個程序具有私有的虛擬內存空間。虛擬內存系統的關鍵特性是地址重映射和實現虛擬地址與物理地址之間的轉換。

3.1 ARM core、MMU與內存之間的關系

在MMU使能前，地址轉換表必須寫入內存，將地址轉換表指針寫入TTBR寄存器，然后通過ARM 的CP15協處理器使能打開MMU，具體操作代碼如下：

使能MMU后的操作系統，ARM core不能直接訪問內存，必須經過MMU進行地址轉換。

上圖可知，MMU主要包含兩個部分：TLBs和Table Walk Unit。

TLB（Translation Lookaside Buffer）用于緩存最近執行的轉換頁表。當ARM core訪問每一個內存時，MMU首先檢查是否緩存在TLB，如果查詢的到，則地址轉換非常迅速。如果沒有在TLB里查詢到，產生了一個TLB miss，同時需求Table Walk Unit介入，去系統的Cache或內存中取新的頁表，并將取回的頁表緩存進TLB待被使用。

3.2 MMU的地址映射

ARM Cortex-A(armV7)支持兩級映射，分為：

一級映射：16MB or 1MB sections（分段）

二級映射：64KB or 4KB page sizes（分頁）

3.3 一級映射為1MB sections

一級映射表將4GB的地址空間（32bit-core）分成4096個相同大小的secions，每一個section描述1MB的虛擬內存空間。

（1）一級頁表基地址為Translation Table Base Address，寫入TTBR寄存器中。

（2）由于一級映射為1MB，所以一共有4096個頁表項。虛擬地址從Translation Table Base Address，找到對應的頁表項。

（3）一級頁表Section Base Address Descriptor寄存器的[31 : 20]bits + Virtual Address的[19 : 0]bits，便可得到物理地址。

3.4 二級映射為4KB page size

二級映射表具有256個4字節的entries，需要占用1KB，同時必須是1KB對齊。

（1）一級頁表基地址為Translation Table Base Address，寫入TTBR寄存器中。

（2）由于一級映射為1MB，所以一共有4096個頁表項。虛擬地址從Translation Table Base Address，找到對應的頁表項。一級頁表Section Base Address Descriptor寄存器的[31 : 20]bits 。

（3）一級頁表Section Base Address Descriptor寄存器的[1 : 0]bits表示是否開啟二級頁表，此處為01b，表示打開了二級頁表。

（4）虛擬地址的[19 : 12]bits尋找二級頁表的頁表項。

（5）最后根據二級頁表項的[31 : 12]bits + Virtual Address的[11 : 0]bits，便可得到物理地址。

4、進程內存空間管理

進程該如何管理內存呢？我們分別從用戶進程和內核進程兩個角度去分析。

4.1 用戶空間內存管理

用戶空間使用malloc()申請內存，使用free()釋放內存，malloc()和free()函數是Glibc庫內的內存分配器ptmalloc提供的接口函數。

ptmalloc通過Linux的系統調用brk或mmap向內核申請內存，為了保持高效的分配，內核中申請內存是以頁為單位，而不是以字節為單位，然后返回給給用戶空間的分配器，分配器通過某種算法管理這塊內存，來滿足用戶空間的內存分配要求；當用戶free()釋放內存時，并不是立即返回給操作系統，而是分配器管理這塊要被釋放的內存。也就是說，Glibc庫內的內存分配器ptmalloc既要管理分配的內存，也要管理釋放的內存。

上述ptmalloc是Glibc提供的內存分配器，Google也提供了tcmalloc（全稱: Thread-caching malloc）內存分配器，FreeBSD提供了jemalloc內存分配器。

4.2 內核空間內存管理

虛擬內存管理負責從進程的虛擬地址空間分配虛擬頁，內核函數sys_brk用來擴大或縮小進程的堆，sys_mmap用來在內存映射區域分配虛擬頁，sys_munmap用來釋放虛擬頁。

內核使用延時分配內存的策略，進程第一次訪問不存在的虛擬頁時，會觸發頁錯誤異常，此時，頁錯誤異常處理程序會從頁分配器中申請物理頁，在進程的頁表中把虛擬頁和物理頁進行映射。

伙伴系統(Buddy System)是以頁為單位管理和分配內存，提供的內存的接口是vmalloc()和vfree()。當以字節為單位分配內存時，伙伴系統內存利用率極低，而且伙伴系統內存分配效率低，分配路徑比較長，遇到內存不足時，還會進行內存壓縮或回收，同時，由于伙伴系統至少分配一個頁框，訪問內存很容易出現cache miss。

所以，Linux提供了分配小內存的SLAB分配器可以解決上述問題，提供的內存的接口是kmalloc()和kfree()。

另外，還有SLUB分配器和SLOB分配器，SLOB分配器可以簡單理解為SLAB的縮小版，專門用于內存較少的嵌入式設備，SLUB分配器是SLAB的增強版。

5、本小節完