Linux内存管理系统性总结

内存管理核心架构图

进程虚拟地址空间页表机制物理内存分配 SLAB分配器内核对象用户空间虚拟内存区域 VMA 文件映射匿名映射页面回收反向映射交换机制

详细分析

1. 页表机制（多级页表转换）

核心功能：虚拟地址到物理地址的转换和内存保护

四级页表结构（x86_64）：

c 复制代码

// arch/x86/include/asm/pgtable_types.h
typedef struct { pgdval_t pgd; } pgd_t;  // 页全局目录
typedef struct { p4dval_t p4d; } p4d_t;  // 页四级目录
typedef struct { pudval_t pud; } pud_t;  // 页上级目录
typedef struct { pmdval_t pmd; } pmd_t;  // 页中间目录
typedef struct { pteval_t pte; } pte_t;  // 页表项

地址转换流程：
CPU虚拟地址 PML4表 PDP表 PD表 PT表物理内存使用bits 47-39索引返回PDP基址使用bits 38-30索引使用bits 29-21索引使用bits 20-12索引物理地址 + 偏移(bits 11-0) CPU虚拟地址 PML4表 PDP表 PD表 PT表物理内存

关键机制：

大页支持：
- 2MB大页：PMD直接指向物理页
- 1GB大页：PUD直接指向物理页
- 减少TLB miss，提升性能

写时复制（CoW）：

c 复制代码

// mm/memory.c
static vm_fault_t do_wp_page(struct vm_fault *vmf)
{
    // 1. 检查是否共享页
    // 2. 分配新物理页
    // 3. 复制内容
    // 4. 更新页表项
}

缺页处理：

c 复制代码

// arch/x86/mm/fault.c
void do_page_fault(struct pt_regs *regs, unsigned long error_code)
{
    // 调用链：
    // handle_mm_fault() -> __handle_mm_fault() -> handle_pte_fault()
}

TLB ：

4.1 定位：CPU内部的硬件缓存（通常为SRAM）

4.2 作用：缓存最近使用的页表条目（PTE）

4.3 性能价值：

(1) 页表访问需4次内存访问（4级页表）

(2) TLB访问仅需1-3个CPU周期（比内存快100倍+）

2. 伙伴系统（Buddy System）

核心功能：管理物理页帧的分配与释放，解决外部碎片

数据结构：

c 复制代码

// mmzone.h
struct zone {
    struct free_area free_area[MAX_ORDER];  // 11个阶(0-10)
};

struct free_area {
    struct list_head free_list[MIGRATE_TYPES];
    unsigned long nr_free;
};

分配流程：
是否是否 alloc_pages 所需阶是否有空闲从对应链表分配向上查找更高阶找到空闲块? 分裂块并分配尝试回收或OOM

迁移类型：

MIGRATE_UNMOVABLE：内核核心数据结构
MIGRATE_MOVABLE：用户空间页面
MIGRATE_RECLAIMABLE：可回收页面
MIGRATE_PCPTYPES：per-CPU页面

关键操作：

c 复制代码

// mm/page_alloc.c
static struct page *__rmqueue(struct zone *zone, unsigned int order,
                        int migratetype)
{
    // 1. 尝试首选迁移类型
    // 2. 失败时尝试fallback类型
}

3. SLAB分配器

核心功能：高效分配内核小对象，减少内存碎片

三级缓存结构：
kmem_cache SLAB列表满SLAB 部分空SLAB 空SLAB Per-CPU缓存

关键数据结构：

c 复制代码

// mm/slab.h
struct kmem_cache {
    unsigned int size;        // 对象实际大小
    unsigned int object_size; // 对象原始大小
    struct kmem_cache_node **node;  // Per-NODE缓存
    struct array_cache __percpu *cpu_cache; // Per-CPU缓存
};

struct slab {
    struct list_head list;   // SLAB链表
    void *s_mem;            // 第一个对象地址
    unsigned int active;     // 活跃对象数
};

分配流程：
kmalloc Per-CPU缓存 Partial SLAB 伙伴系统请求对象立即返回对象获取一批对象提供对象分配新SLAB页返回新页初始化对象 alt [Partial SLAB可用] 返回对象 alt [CPU缓存中有空闲对象- ] kmalloc Per-CPU缓存 Partial SLAB 伙伴系统

4. 虚拟内存区域（VMA）

核心功能：管理进程的虚拟地址空间布局

数据结构：

c 复制代码

// mm_types.h
struct vm_area_struct {
    unsigned long vm_start;     // 起始地址
    unsigned long vm_end;       // 结束地址
    struct mm_struct *vm_mm;    // 所属内存结构
    pgprot_t vm_page_prot;      // 访问权限
    unsigned long vm_flags;     // 标志位
    struct rb_node vm_rb;       // 红黑树节点
    const struct vm_operations_struct *vm_ops; // 操作函数集
    struct file *vm_file;       // 映射的文件
};

VMA类型：

文件映射：
- 映射文件到内存（mmap）
- 缺页时从文件系统读取（filemap_fault）
匿名映射：
- 堆/栈空间
- 缺页时分配零页（do_anonymous_page）

VMA管理：
进程内存描述符 mm_struct VMA红黑树 VMA链表快速查找顺序遍历

反向映射：

c 复制代码

// mm/rmap.c
struct anon_vma {
    struct rw_semaphore rwsem;
    struct rb_root rb_root;  // 关联的VMA
};

5. 内存回收机制

核心组件：

kswapd守护进程：后台回收
直接回收：分配时触发
OOM Killer：内存耗尽处理

LRU算法：

c 复制代码

// mmzone.h
enum lru_list {
    LRU_INACTIVE_ANON = 0,
    LRU_ACTIVE_ANON = 1,
    LRU_INACTIVE_FILE = 2,
    LRU_ACTIVE_FILE = 3,
    LRU_UNEVICTABLE = 4,
    NR_LRU_LISTS
};

回收流程：
文件页是否匿名页页面回收触发页面类型是否脏页写回磁盘直接回收交换到swap 释放页面

系统级协作流程

用户进程内核页表伙伴系统 SLAB VMA管理 malloc(申请内存) kmalloc 返回对象 alloc_pages 返回页面 alt [小对象] [大对象] 首次访问内存触发缺页异常查找VMA区域从文件读取分配物理页 alt [文件映射] [匿名映射] 建立映射用户进程内核页表伙伴系统 SLAB VMA管理

关键源码路径

页表机制：
- arch/x86/mm/fault.c（缺页处理）
- mm/memory.c（页表操作）
伙伴系统：
- mm/page_alloc.c（核心分配逻辑）
SLAB分配器：
- mm/slub.c（SLUB实现）
- mm/slab_common.c（通用接口）
虚拟内存管理：
- mm/mmap.c（VMA创建/删除）
- mm/vmalloc.c（非连续内存分配）
内存回收：
- mm/vmscan.c（页面回收）
- mm/swap_state.c（交换管理）

性能优化技术

Per-CPU缓存：SLAB和伙伴系统均实现
预读机制：文件映射缺页时预加载
透明大页（THP）：自动合并小页
内存压缩（zswap）：减少交换I/O
cgroup内存控制：容器级隔离

内存利用率优化技术

这是内存管理艺术的核心，通过各种技术减少浪费（碎片），让有限物理内存服务更多进程和数据：

1，分页：

1.1 基础：允许物理内存以页为单位非连续分配，减少外部碎片。

1.2 按需分配：进程申请大量内存时，操作系统通常只建立虚拟地址空间的映射，并不立即分配物理页。直到进程首次访问该页面触发页面故障时，才分配物理页帧并建立映射。这避免了分配但未使用的内存浪费。

2,虚拟内存：

2.1 核心思想：利用磁盘空间（交换区/页文件）扩展物理内存。

2.2 换页：当物理内存不足时，操作系统选择一些"不活跃"的内存页（页面置换算法如LRU, Clock, LFU等决定），将其内容写入磁盘，释放其物理页帧供其他进程使用。

2.3 效果：使得进程的虚拟地址空间可以远大于物理内存，允许多个大型进程同时运行（尽管部分在磁盘上）。极大地提高了物理内存的利用率。

3,写时复制：

3.1 场景： fork()系统调用创建子进程，或共享内存映射。

3.2 机制：初始时，父子进程共享相同的物理页帧，并将这些页标记为只读。当任何一方试图写入共享页时，触发页面故障。内核捕获此故障，为该进程复制一个新物理页帧，复制原内容，并更新该进程的页表映射为可写。然后恢复进程执行写入操作。

3.3 优势：避免了在fork()后立即复制整个进程地址空间的巨大开销，大量共享的只读页（如代码段）无需复制。只有真正被修改的页才需要物理复制。显著节省内存。

4,内存压缩：

机制：在物理内存紧张但尚未达到需要换页的程度时，内核将多个"可压缩"的、最近未使用的页内容压缩存储在一个物理页帧中，释放出空闲页帧。

优势：比换页到磁盘快得多（磁盘I/O慢），能缓解内存压力，推迟甚至避免昂贵的换页操作，提高响应速度。

5,高效的内存分配器：

目标：管理堆内存，减少内部碎片和外部碎片，提高分配/释放速度。

策略：

Slab分配器：针对内核对象（如task_struct, inode等频繁创建销毁的小对象），预分配不同大小的Slab缓存，对象从Slab中快速分配释放，避免反复向通用分配器申请，减少碎片。

伙伴系统：管理物理页帧分配，按2的幂次大小组织空闲链表，易于合并相邻空闲块，减少外部碎片。

用户空间分配器：如glibc的ptmalloc, jemalloc, tcmalloc，采用不同策略（如线程本地缓存、大小分级、惰性合并）来优化多线程下的性能和碎片。

6,共享内存：

机制：允许多个进程将同一块物理内存映射到各自的虚拟地址空间。

优势：进程间通信最高效的方式，避免了数据复制。节省物理内存（一份数据供多个进程访问）。常用于数据库、科学计算等需要大量数据共享的场景。

7, 内存过量使用：

机制：允许系统承诺分配的内存总量超过实际物理内存+交换空间的总和。依赖于程序不会同时访问所有已分配内存的特性（局部性原理）和高效的换页机制。

风险与平衡：如果所有进程同时大量访问"承诺"的内存，会导致严重的抖动（频繁换页），性能急剧下降。操作系统需要谨慎监控和策略来管理风险。

总结表格

组件	核心功能	数据结构	优化技术
页表机制	地址转换与保护	pgd_t, pte_t	TLB, 大页
伙伴系统	物理页帧管理	zone, free_area	迁移类型, per-CPU缓存
SLAB分配器	小对象高效分配	kmem_cache, slab	CPU缓存, 对象重用
VMA管理	虚拟地址空间布局	vm_area_struct	红黑树, 反向映射
内存回收	内存资源回收	lruvec, anon_vma	LRU算法, 交换压缩

此架构实现了从进程虚拟地址空间到物理内存的完整映射，通过多级缓存和智能回收策略，在保证隔离性和安全性的同时，最大化内存利用率和访问性能。