三言两语聊kernel：内存管理入门
前言
最近稍有闲暇将自己的一些所学做了整理， 只是浅显的说个大概，没有往细了说，观题目就可知，仅作入门：）
内存管理的目的
由于计算机系统所含的实际物理内存大小是有限的， 所以CPU中通常都提供了内存管理机制来对系统中的内存进行有效的管理。
在intel CPU中， 提供了两种内存管理机制：
- 分段机制
- 分页机制
分页管理系统是可以选择的， 它有menuconfig的配置来决定是否需要分页。
对于linux内核而言，它并没有使用intel CPU的分段机制， 而只是采用了它的分页机制。
内存管理的一个目的是地址变换，另外一个目的是寻址保护。
分页机制主要明白以下概念
- 虚拟地址
- 物理地址
- 页
- page结构体
对于进程而言， 它看到的都是虚拟地址空间， 在32bit CPU上，它的地址空间是4G；
对于CPU而言，它访问的是具体的物理内存，即物理地址空间。
如果由进程的虚拟机制空间来转换为CPU的物理地址空间，就有了MMU这个单元，它的作用是将虚拟地址空间映射为物理地址空间。映射方式就是采用的分页机制，首先将实际物理内存按照4K大小为单位来将物理内存划分为一个个物理页框，这些物理页框通过page结构体来索引， 所有的物理page都是通过一个字节数组mem_map[]来进行检索，该数组的每一个元素代表一个物理page的状态。 mem_map[]对于numa和uma，sparse memory和flat memroy这些内存管理模型上具有不同的实现。 numa是基于节点的， sparse memory是基于section的。
在地址变换的过程中，首先由虚拟地址的前12bit得出起PGD，结合PGD的内容和CP15寄存器计算出其PMD的基址，虚拟地址的中间8bit为其偏移，然后通过PMD里面的内容计算出PTE的基址（即物理页框的地址），虚拟地址的最后12bit是PTE的偏移，这个地址就是该虚拟地址对应的物理内存的地址。
虚拟地址空间的划分
进程的地址空间分为内核空间和用户空间两部分。 这两部分的比例可以通过menuconfig来进行配置， 一般都是配置为1：3,即用户空间占3G， 内核空间占1G。
用户空间是0～3G这部分地址， 内核空间是3G～4G这部分地址。 对于用户空间而言，每个进程都有自己的页表，而内核空间则只有一份页表（中断／内核线程这些只运行在内核空间的都是没有mm_struct的）。
内核空间是如下划分： 内核空间起始于PAGE_OFFSET（即3G）， 在开始的区域是nomal memory区域，这部分区域包括内核镜像／mem_map[]数组，normal memory区域是线性映射， 它映射到物理内存的起始部分。
然后从high–memory这个地方开始就是所谓的高端内存， 在高端内存和normal memory之间有一个4K的保护页，它的主要作用是起到保护作用。
高端内存
高端内存主要是为了解决线性地址不够用的问题。
高端内存有几种映射方式:
- 固定映射
- 永久映射
- 临时映射
- 以及非连续物理地址映射。
非连续物理地址映射即vmalloc区域，它从VMALLOC_START到VMALLOC_END 这个区域，它的意思是线性地址是连续的，但是映射的物理地址未必是连续的，这部分空间是通过vmalloc（）来申请。
再往后是永久映射，就是所谓的pmap区域，它通过pmap（）来申请， 通过punmap（）来释放。
再往后是固定映射区， 它从fixed_addr_start开始，到fixed_addr_top结束，固定映射一般都是在编译阶段就确定好一些外设的映射关系，在系统启动阶段建立好它的映射关系后便不会在改变， 它的目的主要是解决一些外设在boot阶段就需要建立好映射的情况，一般都是用一个数学公式来表示它的映射。 都有哪些设备会用到固定映射？？ 例如中断控制器就是采用固定映射，中断入口地址就是在编译阶段确定的，对于arm而言是0xffff0000。
在固定映射区的后面有一个4K的保护页面 。
不同的映射方式之间都会有一个空隙来起到保护作用。
写时拷贝机制
写时拷贝机制的目的：
- 为了节约物理内存
- 为了加快创建进程的速度
在使用fork（）生成新的进程时，新进程与原进程会共享同一内存区，这部分内存区是只读的， 当其中一个进程进行写操作时，系统才会为其另外分配内存页面。 这就是copy－on－write的概念。
当进程A使用系统调用fork来创建一个子进程B时， 由于子进程B实际上是父进程A的一个拷贝，因此会拥有与父进程相同的物理页面。也即为了达到节约物理内存和快速创建的目的，fork（）函数会让子进程B以只读方式共享父进程A的物理页面，同时父进程A对这些物理页面的访问权限也设置为只读（这是通过copy_page_tables()来实现的）。 这样以来，当父进程A或者子进程B，其中任何一方对这些共享页面执行写操作的时候， 都会产生page－fault，然后cpu会执行异常处理函数do_wp_page()来试图解决这个异常。
首先，会对这个物理页面取消共享， 然后为写进程复制一新的物理页面， 是父进程和子进程各自拥有一块内容相同的物理页面，这时才真正的进行了复制操作（当然是只复制这一个物理页面。），然后，将要执行写操作的这个物理页面置为可写的。 最后，从异常处理函数返回，cpu会重新执行刚才导致异常的写入操作指令，使进程能够执行下去。
伙伴分配算法
这个没有深入研究过， 也没有在实际工作中遇到这方面的问题， 所以只知道一个大概。