Linux2.6實體記憶體管理

一、實體記憶體的分配

1.Linux2.6支援非一致記憶體訪問（NUMA），被分為一節點，每一個節點內是UMA

80x86系統不使用NUMA，因為只有一個節點

每個節點分為3個管理區：ZONE_DMA ， ZONE_NORMAL ， ZONE_HIGHMEM

2.3個管理區的分布與特點見表格：

	ZONE_DMA	ZONE_NAORMAL	ZONE_HIGHMEM
物理位址範圍	低於16MB的物理頁框 DMA不經過MMU提供的地址映射，導致（1）外部裝置直接存取物理的地址（前16MB）（2）DMA不能依靠MMU將連續的線性地址映射到不連續的物理地址。因此前16MB地址的分配與定址需要特殊處理。	高於16MB,低於896MB的物理頁框 上限不一定是896MB，這隻是一個最大值 若實體記憶體高於1G，就無法訪問（因為核心態的線性地址只有1G），因此從線性地址中取最高128MB，用於間接映射，前896MB用於線性映射，因此這個值是896MB不是1G	高於896MB的物理頁框 與線性地址最高128MB建立非線性映射 64位硬體平台上，ZONE_HIGHMEM是空的。因為可使用的線性空間遠大於可安裝的RAM大小
使用方式	（1）可由老式的基於ISA的裝置通過DMA使用 （2）可由CPU直接存取，線性地址0xc0000000=物理地址	可由CPU直接存取，線性地址0xc0000000=物理地址	不能由CPU直接存取
映射方式	線性映射到線性地址第4個G的前16MB空間	線性映射到線性地址第4個B的16-896MB空間	非線性地映射到線性地址第4個G的剩餘空間，見“高端記憶體的頁框的核心映射”

3.Linux核心安裝在從物理地址0x00100000開始的地址（ZONE_DMA），

圖中上面的標號是頁框號，不是物理地址。

這是前3MB的RAM，從物理地址0x00100000開始，依次是核心代碼、核心資料。

二、核心頁表

1.什麼是核心頁表？參見Linux2.6虛擬記憶體管理

主核心頁全域目錄的最高目錄項部分作為參考模型，為系統中每個普通進程對應的頁全域目錄項提供參考模型

2.核心頁表的初始化

（1）第一階段：建立一個臨時頁表

（2）第二階段：核心充分地利用剩餘的RAM並適當地建立分頁表。

3.建立臨時核心頁表

分析：

（1）頁面大小為4KB + 一個頁表項指向一個頁面 + 一頁頁表有1024個頁表項 ------> 一頁頁表可以映射4MB內容

（2）假設核心初始化所需要的內容都能容納於RAM的前8MB

核心初始化所需要的內容 = 核心使用的程式碼片段、資料區段 + 臨時頁表 + 128KB的記憶體範圍（用於存放動態資料結構）

（3）（1）+（2）-----> 需要2頁臨時頁表

建立映射：

（1）臨時頁全域目錄存放在swapper_pg_dir中，其中第0、0x300指向第一個頁表，第1、0x301指向第二個頁表

（2）臨時頁表存放在的_end開始的位置，這兩頁頁表指向前8MB的物理空間

4.建立最終核心頁表

.（1）RAM<896MB -----> 不啟用PAE，沒有ZONE_HIGHMEM

物理地址與3G以上線性地址建立線性映射，即線性地址-0xc0000000=物理地址

（2）RAM > 896MB && RAM < 4096MB

前896MB的物理地址與3G以上的物理地址建立線性映射，即線性地址-0xc0000000=物理地址

896MB-----4096MB的物理地址與3G+896MB-----4G的空間建議非線性映射，見“高端記憶體的頁框的核心映射”

（3）RAM>4086MB ----->啟用PAE，使用三級分頁模型

（4）核心空間與物理RAM的映射關係，圖見Linux地址映射(1)--線性映射與非線性映射

四、對於大片連續記憶體的管理---夥伴系統

1.為什麼要引入夥伴系統？

（1）能夠滿足大片連續的記憶體配置

DMA忽略分頁單元而直接存取地址匯流排，因此，所請求的緩衝區必須位於連續的頁框中

（2）能夠解決外片段問題

2.原理

把所有的空閑框分為11個塊鏈表

每個塊鏈表的大小分別包含大小為1，2，4，8，16，32，64，512，1024個連續的頁框

不同管理區使用不同的夥伴系統

分配時，選擇能滿足需求的最小的連續頁框的鏈表，取分，分配，把剩下的鏈入相應大小的隊列

回收時，如果可以就合并

四、對於小記憶體區的分配和管理 ----- slab

見Linux2.6為資料結構分配記憶體-slab

五、為使用者空間分配一個實體記憶體的過程：

所有直線箭頭都是從左向右，有一個弧線箭頭是往回指的

六、物理頁面的回收

1.物理頁面分配的來源：

（1）當前尚存的空閑頁面

（2）不活躍的乾淨頁面

（3）不活躍的髒頁面

2.kswapd的作用：

（1）預先找出若干頁面，且將這些頁面的映射斷開，使這些頁面從活躍狀態轉入不活躍狀態

（2）把已經處於不活躍的髒頁面寫入交換裝置，使它們成為不活躍的乾淨頁面，或進一步回收成為空白閑頁面

3.kswapd需要在代碼中顯示地調用schedule()來進行調度，因為：

每當CPU結束一次系統調用或中斷服務，從系統空間返回時，就會檢查調度標誌。kswapd是個核心線程，永遠不會回到使用者空間，就可能會繞過這個機制而佔住CPU不放，所以只能靠自律，自己在可能需要運行較長時間的操作之前調用schedule()