Linux --- 内存管理内核子系统

kyle~2026-10-14 13:33

Linux内存管理（Memory Management，简称MM）是一套庞大、分层协作的内核子系统，统一负责虚拟地址空间、页表、缺页异常、内存分配、页面回收、Swap、Page Cache、OOM等全部内存相关逻辑。决定进程可访问的地址范围、虚拟地址映射到哪个物理页、物理内存如何分配，内存压力时如何回收页面，回答「内存在哪里、归谁、是否驻留内存」。

一、内存管理整体分层链路

以一行简单C++动态内存分配代码auto* p = new char[1024];为例，内存分配链路是用户态分配器 → Linux内核MM子系统 → 物理内存硬件三层架构。

需要注意，一次具体的new/malloc并不一定进入内核：如果用户态分配器能够从tcache、Arena等已有空闲内存中满足请求，则不会触发brk/mmap系统调用。

ptmalloc 在用户态预先缓存大块内存，应用调用 malloc 时优先从缓存拿，不够才向内核brk/mmap申请内存；free 不会直接还给内核，放回缓存供后续复用
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malloc / free
brk / mmap 系统调用
C++ Application
C/C++ Runtime
Userspace Memory Allocator

glibc ptmalloc
tcache

线程本地缓存
arena

多线程独立分配域
bins / free chunk

空闲块链表
本地空闲内存耗尽
Linux Kernel Memory Management
mm_struct

进程地址空间描述符
VMA

虚拟内存区域
Page Table

多级页表
Page Fault

缺页异常处理
Page Allocator

物理页分配器
Page Reclaim

页面回收
Swap
Physical Memory
NUMA Node

NUMA 节点
Zone

内存域
PCP

Per-CPU Pageset
Buddy Allocator

伙伴系统
RAM

硬件侧地址转换链路：
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.addr>*{fill:#e3f2fd!important;stroke:#1e88e5!important;stroke-width:1.5px!important;color:#0d47a1!important;}#mermaid-svg-Cbg1GGc0ZEvKwCEk .addr span{fill:#e3f2fd!important;stroke:#1e88e5!important;stroke-width:1.5px!important;color:#0d47a1!important;}#mermaid-svg-Cbg1GGc0ZEvKwCEk .addr tspan{fill:#0d47a1!important;}#mermaid-svg-Cbg1GGc0ZEvKwCEk .hw>*{fill:#f3e5f5!important;stroke:#8e24aa!important;stroke-width:1.5px!important;color:#4a148c!important;}#mermaid-svg-Cbg1GGc0ZEvKwCEk .hw span{fill:#f3e5f5!important;stroke:#8e24aa!important;stroke-width:1.5px!important;color:#4a148c!important;}#mermaid-svg-Cbg1GGc0ZEvKwCEk .hw tspan{fill:#4a148c!important;}#mermaid-svg-Cbg1GGc0ZEvKwCEk .hit>*{fill:#e8f5e9!important;stroke:#43a047!important;stroke-width:1.5px!important;color:#1b5e20!important;}#mermaid-svg-Cbg1GGc0ZEvKwCEk .hit span{fill:#e8f5e9!important;stroke:#43a047!important;stroke-width:1.5px!important;color:#1b5e20!important;}#mermaid-svg-Cbg1GGc0ZEvKwCEk .hit 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虚拟地址
MMU

内存管理单元（硬件）
TLB Hit

TLB 命中
TLB Miss

TLB 未命中
Physical Address

物理地址
Page Walk

硬件遍历多级页表

三层体系总结：

  1. 用户态 ：malloc/free，ptmalloc/tcache/arena；
  2. 内核态：Linux MM子系统，VMA、页表、缺页、页面分配与回收；
  3. 硬件：MMU、TLB、物理内存RAM。

注：业内所说Linux Memory Manager，特指内核内部MM子系统，不含glibc用户态分配器。

二、进程虚拟地址空间

2.1 Virtual Address Space

Linux不允许进程直接操作物理地址，每个进程都拥有独立的虚拟地址空间。64位进程典型虚拟地址布局：

虚拟内存价值：

  1. 进程地址空间隔离，一个进程无法直接访问另一进程内存；
  2. 屏蔽复杂物理内存拓扑（NUMA、内存空洞）；
  3. 支持按需分页（Demand Paging）；
  4. 支持进程间共享内存、文件映射；
  5. 实现虚拟连续，物理可不连续。

2.2 mm_struct 进程地址空间描述符

内核使用struct mm_struct描述一个进程完整虚拟地址空间，是进程内存顶层管理对象。
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进程
mm_struct

进程地址空间描述符
VMA

代码段
VMA

数据段
VMA

堆
VMA

栈
VMA

mmap 映射区
Page Tables

多级页表
...

同一进程内所有线程共享同一个mm_struct，这就是同进程线程可以直接访问对方堆、全局变量的根本原因。

线程栈属于虚拟地址空间，但每个线程拥有独立栈VMA。

2.3 VMA（vm_area_struct）

内核使用VMA（Virtual Memory Area，struct vm_area_struct）描述一段连续且映射属性一致的虚拟地址区域 。这里的映射属性不仅包括读、写、执行权限，还包括文件映射关系、页保护属性以及其他VMA相关策略。

VMA描述进程中哪些虚拟地址范围是合法的，以及这些区域应具有怎样的映射属性和访问权限；

每段VMA记录vm_start、vm_end、vm_flags读写执行权限、vm_page_prot页保护属性、vm_file映射文件等信息。

text 复制代码 
mm_struct
    │
    ├── VMA：text代码段
    ├── VMA：heap堆
    ├── VMA：shared library共享库
    ├── VMA：mmap文件映射
    └── VMA：stack栈

区分

  • mm_struct：整个进程虚拟地址空间的顶层容器；
  • vm_area_struct：一段连续、属性一致的虚拟地址区域。

三、虚拟地址到物理地址映射：页表、MMU、TLB

3.1 Page Table（多级页表）

页表保存地址转换所需的映射信息，供MMU完成VA→PA转换。正常的已映射内存访问通常不会查询VMA；当发生Page Fault等异常时，内核才会根据VMA判断该地址是否合法以及应如何建立或修复页表映射。

text 复制代码 
PGD → P4D → PUD → PMD → PTE → Physical Page Frame

不同硬件架构不一定启用全部五级，不需要的层级会通过Page Table Folding折叠，简化为更少级数。

3.2 PTE（Page Table Entry）

PTE是页表最底层条目，虚拟地址被切分为多级索引 + 页内偏移 。

PTE中包含物理页帧号、Present位、读写权限、用户/内核态标记、Accessed访问位、Dirty脏位等元数据。

地址转换公式：

VA = 虚拟页基地址 + 页内Offset

PA = 物理页基地址 + 页内Offset

页表以Page为最小单位维护虚拟地址到物理页帧映射与访问权限。

3.3 MMU

MMU（Memory Management Unit）是CPU内部硬件单元，真正执行地址转换。普通内存访问不需要内核参与地址翻译，全部由CPU硬件完成。只有PTE标记无效、权限非法时，MMU触发异常，陷入内核处理Page Fault。

3.4 TLB（Translation Lookaside Buffer）

TLB（Translation Lookaside Buffer）是CPU内部用于加速地址转换的高速缓存，缓存近期使用过的虚拟页→物理页的地址转换结果以及相关权限属性，从而避免每次内存访问都执行多级页表遍历。
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虚拟地址
TLB 查询
TLB Hit

TLB 命中
TLB Miss

TLB 未命中
Physical Address

物理地址
Page Walk

硬件遍历多级页表

三者关系：

  • Page Table ：存储虚拟地址转换所需的页表条目；对于当前未驻留或尚未建立物理映射的虚拟页，对应叶子条目可能不存在或处于Non-Present状态；
  • TLB ：CPU内部的地址转换缓存，保存近期使用的虚拟页→物理页转换结果及属性；
  • MMU：硬件执行地址翻译和权限检查；TLB Miss时根据架构执行Page Walk，遇到不存在的映射或权限冲突时触发Page Fault等异常。

四、缺页异常Page Fault与按需分页Demand Paging

4.1 申请虚拟内存不等于立即分配全部物理页

一个常见误区是认为调用malloc后，请求大小对应的物理RAM就一定立即完成分配。实际上需要区分两种情况：

  • 如果malloc能够直接复用用户态分配器中已有的空闲Chunk，这部分内存甚至不会进入内核；
  • 如果用户态分配器需要通过brk扩展堆 或通过匿名mmap申请新的虚拟地址空间，在Linux典型的Demand Paging机制下，通常不会立即为整个虚拟地址范围分配并驻留全部物理数据页，而是在后续实际访问页面时通过Page Fault逐步建立物理页映射。
cpp 复制代码 
char* p = static_cast<char*>(malloc(100 * 1024 * 1024));

假设该大块请求最终由glibc通过匿名mmap向内核申请新的地址空间，那么此时主要建立的是虚拟地址映射关系；对应的数据页通常不会一次性全部驻留RAM，而是在后续实际访问时按需建立物理页映射。

4.2 第一次访问触发Page Fault

执行p[0] = 1;，CPU访问虚拟地址流程：

  1. CPU给出虚拟地址，MMU查询TLB，TLB Miss；
  2. 硬件遍历多级页表，发现PTE标记Not Present；
  3. MMU触发缺页异常，CPU陷入内核；
  4. 内核缺页处理函数，查找对应VMA，校验地址、访问权限合法性；
  5. 合法，则调用Page Allocator分配物理页，填充PTE建立映射；
  6. 返回用户态，重新执行触发异常的写指令。

4.3 完整访问链路示例

cpp 复制代码 
char* p = static_cast<char*>(malloc(100 * 1024 * 1024));
p[50 * 1024 * 1024] = 1;

五、物理内存管理：NUMA、Zone、PCP、Buddy

5.1 Page / Folio

Linux内核以Page为基础单元管理物理内存。x86_64默认基础页大小4KB。

内核通过struct page/Folio等数据结构维护页面相关元数据，例如引用计数、映射计数、页面状态Flag、Dirty状态、LRU/Active状态、锁状态以及文件映射或匿名内存相关信息。页面可能被多个地址空间共享（共享内存），page不一定是只属于一个进程的。

Linux近年来引入struct folio作为更高层的内存管理抽象，一个Folio可以包含一个或多个连续基础Page。它主要用于避免大量代码反复处理Compound Page的head/tail语义，并逐步成为Page Cache、匿名内存等MM路径中的重要管理单位。Folio是建立在Page之上的、更适合管理一组相关页面的抽象。

5.2 NUMA Node （Non-Uniform Memory Access）非一致内存访问

多 CPU 服务器架构，不同 CPU 访问内存的速度不一样

NUMA ：内存被切分成多块，本地内存访问快，跨节点访问远端内存慢

多Socket服务器存在NUMA非一致内存架构：不同CPU访问本地内存延迟低，跨节点远端内存访问延迟显著更高。

text 复制代码 
CPU 0
 │
 └── NUMA Node 0
       └── RAM 0
CPU 1
 │
 └── NUMA Node 1
       └── RAM 1

内存分配时，内核需要选择分配节点，优先本地内存，减少远端访问延迟 ，对应内核numa_balancing自动页面迁移机制。

5.3 Zone内存域

单个NUMA Node内部，按硬件寻址限制划分Zone：ZONE_DMA、ZONE_DMA32、ZONE_NORMAL、ZONE_MOVABLE。

  • ZONE_DMA / ZONE_DMA32 ：专门存放物理低地址内存，用于寻址能力受限的传统 DMA 外设 。ZONE_DMA 对应 ISA 设备（x86 下 0~16MB）；ZONE_DMA32 供只能访问 32 位物理地址（4GB 以内）的 DMA 控制器。现代设备优先使用 DMA 映射 API，不再强制依赖这两个 zone。
  • ZONE_NORMAL ：内核可直接线性映射的普通物理内存，既可以用于内核分配，也可用于用户态进程内存。64 位 x86 几乎全部内存都属于 ZONE_NORMAL。
  • ZONE_MOVABLE ：逻辑内存域，只接收可迁移类型页面（用户匿名页、pagecache 等） ；核心目的是支持内存热插拔（内存下线），同时辅助内存压缩 (compaction)，降低物理碎片、便于分配大连续页（巨页 THP/HugePage）。内核不可迁移分配（kmalloc、页表等）不会从该 zone 分配。

物理内存层级关系：

text 复制代码 
Physical Memory
       │
       ▼
    NUMA Node
       │
       ▼
      Zone
       │
       ▼
      Page / Folio

5.4 Page Allocator分配路径

内核申请物理页入口alloc_pages()，分配优先级：

text 复制代码 
Page Allocation
       │
       ▼
PCP Per-CPU Pageset
       │
       │PCP空闲页不足
       ▼
Buddy Allocator伙伴系统

5.5 PCP（Per-CPU Pageset）

多核场景，全局Buddy链表存在严重锁竞争。PCP为每个CPU维护本地页面缓存，单页分配优先从本CPUPCP取页，减少全局锁争抢。思想类似用户态tcache，本地缓存优先，不足再访问全局资源。

5.6 Buddy Allocator伙伴系统

负责连续物理页 分配与回收，分配单位2^order个连续Page。

一块 2k+12^{k+1}2k+1 大小的块对半分裂，得到两个 2k2^k2k 的子块，这一对就叫伙伴 (buddy) ；只有这一对伙伴同时空闲，才能合并回大块。

1. 基础数据结构

维护一组空闲链表数组 free_area \[\] ，数组下标叫 order：

  • free_area[order]：存放所有大小为2order2^{order}2order 个页的空闲连续块
  • order=0 → 20=12^0=120=1页（4KB）
  • order=1 → 21=22^1=221=2页（8KB）
  • order=n → 2n2^n2n页

块地址约束 ：大小2k2^k2k的块，起始地址必须是2k2^k2k对齐。

伙伴地址计算公式 ：块起始地址p，order=k，块大小S=2kS=2^kS=2k页：

buddy(p,k)={p+S(p mod 2S==0)p−S(p mod 2S==S)\text{buddy}(p,k)= \begin{cases} p+S & (p \bmod 2S ==0)\\ p-S & (p \bmod 2S ==S) \end{cases}buddy(p,k)={p+Sp−S(pmod2S==0)(pmod2S==S)

用位运算快速计算：buddy = p ^ (1 << k)，这是 Linux 内核的写法。

2. 分配流程（allocate）

需求：申请n个连续页

  1. 向上取 order：找到最小的k，满足2k≥n2^k \ge n2k≥n
  2. 从free_area[k]查找空闲块；
    • 有空闲块：取出标记为已占用，直接返回
    • 无空闲块：向更大 order（k+1,k+2...）找空闲块
  3. 分裂 split：取出大块，切为一对伙伴。一块放回低 order 空闲链表，另一块继续递归分裂，直到得到 order=k 的块返回。

示例：申请 3 页，向上取 order=2（4 页），free_area 2 为空，则去 order=3（8 页）取块，分裂成两个 4 页。一个 4 页分配出去，另一个放入 free_area 2。

3. 释放流程（free）

释放起始地址p，order=k 的块：

  1. 将块标记空闲，插入free_area[k]
  2. 计算它的伙伴地址，检查伙伴是否空闲
    • 伙伴空闲：两个块从链表移除，合并成2k+12^{k+1}2k+1大块；k += 1，回到步骤 2递归向上合并
    • 伙伴已占用：停止合并，释放结束

释放时自动合并，不需要单独内存整理，这是伙伴系统最大优势。

4. 优缺点

优点

  1. 合并 / 分裂快，O(log⁡M)O(\log M)O(logM)，M 是最大 order；位运算找伙伴，开销极低
  2. 大幅减少外部碎片；释放时自动合并相邻同大小空闲块
  3. 容易快速分配连续物理内存（DMA、大页、帧缓存场景）

缺点

  1. 内部碎片严重：申请大小不是 2 的幂，必须向上取整。例如申请 5 页，分配 8 页，3 页浪费；最坏浪费接近 50%
  2. 只能合并严格的伙伴块；普通相邻但不是同源分裂的空闲块不能合并（这是二进制伙伴的局限）

分配时：大块内存递归拆分；释放时，检查相邻伙伴页是否空闲，满足条件则向上合并。核心逻辑Split与Merge，用于管理物理内存碎片，满足DMA、THP透明大页对连续物理内存的需求。

六、内核分配器与用户态分配器

6.1 Buddy为什么不能直接malloc(24)

Buddy最小粒度是Page，直接分配会产生巨大内部碎片。Buddy只管理整页，小对象需要SLUB分配器，将Page切分成更小内核对象。

6.2 SLAB / SLUB分配器

Linux现代内核默认使用SLUB。伙伴系统 (buddy) 分配整页物理内存，slab 在整页之上做对象级内存分配 ，专门解决频繁创建销毁固定大小内核对象 的场景，用于task_struct、inode、dentry、file、socket等内核小对象。
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tspan{fill:#1b5e20!important;} Pages
Buddy Allocator
SLUB
Object
Object
Object
Object

概念
  1. kmem_cache（缓存描述符）
    每一类内核对象对应一个kmem_cache，比如task_struct缓存、inode 缓存。
    里面记录：对象大小、对齐、每个 slab 包含多少对象、构造 / 析构函数。
  2. Slab
    从 buddy 拿到的一个或多个连续物理页 ，把这一整块页切分成 N 个等大对象 。
    一个 slab 有 3 种状态：
  • 满(full)：所有对象都被分配出去
  • 部分(partial)：一部分对象在用，一部分空闲（优先从 partial 分配）
  • 空(free)：全部对象空闲，可归还 buddy 伙伴系统
  1. 对象 (object)：slab 里面最小单元，就是要分配的内核结构体实例。
  2. slab 的空闲标记
    早期 slab：用freelist数组记录 slab 内空闲对象索引；
    现代 SLUB（Linux 默认）简化：不再单独维护 freelist 数组，把下一个空闲对象指针直接存在空闲对象本身内存里。
分配流程 kmem_cache_alloc
  1. 在当前kmem_cache找 partial slab（有空闲对象的 slab）
  2. 从 partial slab 取出一个空闲对象，标记为已占用，返回对象指针
  3. 如果没有 partial slab：新建 slab
    • 调用 buddy 系统，申请若干连续物理页
    • 将页面切分成多个对象，可选执行对象构造 ctor初始化
    • 放入该 cache 的 partial 链表，再分配对象
  4. 分配失败：尝试内存回收（页面回收），失败返回 NULL
释放流程 kmem_cache_free
  1. 将对象标记回空闲，写回 freelist
  2. 所属 slab 状态：
    • 如果 slab 从「部分」变成完全空闲
      • 当系统内存紧张：把整个 slab 页面释放回 buddy 伙伴系统
      • 内存充裕：保留 slab，缓存对象，下次直接复用，减少 buddy 调用

重点：释放对象不会把页面立刻还给 buddy，slab 缓存页保留。

kmalloc(128, GFP_KERNEL)优先从SLUB缓存获取对象，SLUB缓存缺页时，才向下调用Page Allocator向Buddy申请物理页。

6.3 alloc_pages / kmalloc / vmalloc

  1. alloc_pages(gfp, order)：直接调用Page Allocator，分配2^order物理连续页面；
  2. kmalloc()：内核小块内存，虚拟连续，物理连续 ，底层SLUB+Buddy；分配标记GFP_KERNEL允许休眠，GFP_ATOMIC禁止休眠，用于中断上下文；
  3. vmalloc()：虚拟地址连续，物理地址不要求连续。多个分散物理页，通过页表映射为一段连续内核虚拟地址。适合大块内核缓冲区，代价是TLB开销更高。

6.4 glibc malloc（用户态分配器）

malloc不是系统调用 ，是glibc实现的用户态库函数 ，ptmalloc2为现代glibc默认实现。

用户态分配器不会每次分配都陷入内核，会提前向内核申请大块虚拟内存，在用户态切分Chunk自行管理。

text 复制代码 
Kernel
   │大块虚拟内存brk/mmap
   ▼
glibc allocator
text 复制代码 
Heap
┌─────────┬───────────┬────────────┬──────────────┐
│ Chunk A │ Chunk B   │ Chunk C    │ Free Chunk   │
└─────────┴───────────┴────────────┴──────────────┘
Arena

Arena：分配区 ，是 glibc ptmalloc2 为了解决多线程 malloc 全局锁竞争而设计的独立内存管理实例，对应结构体 struct malloc_state。

早期 malloc 全局一把锁，多线程频繁 malloc/free 会严重串行阻塞；

每个 Arena 独立带锁，多个线程可以并行在不同 Arena 分配内存，降低锁竞争。

两类 Arena
  1. main_arena（主分配区）
    • 进程启动自动创建，主线程使用
    • 可以用 sbrk 扩展堆，也能用 mmap
    • 全局唯一，不在堆上，存在 libc 的静态数据段
  2. non-main arena（非主分配区 /sub-arena）
    • 子线程按需创建，只能用 mmap 向系统申请内存（每次 64MB）
    • 每个 arena 自带一把独立 mutex 锁，多个 arena 连成单向循环链表

Arena 数量上限

  • 32 位：2 * CPU核心数 + 1
  • 64 位：8 * CPU核心数

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失败
有，取下一个
没有，全部失败
未达上限
已达上限
否
是
线程调用 malloc
遍历 arena 链表
尝试 lock 当前 arena
使用该 arena 分配
结束
还有下一个 arena？
arena 总数达上限？
新建 non-main arena
lock 新 arena
循环重试抢现有 arena 锁
抢到锁？

Arena 内部组成（层级）
复制代码 
Arena(malloc_state)
├─ mutex：arena锁
├─ top chunk：arena的剩余连续堆顶
├─ fastbins：快速释放小块链表
├─ bins：unsorted bin + small bins + large bins
└─ heap：一个arena可以包含多个heap（mmap出来的heap segment）

Chunk：arena 管理的最小内存单元，用户 malloc 拿到的就是 chunk 的可用区域。

tcache（Thread Cache）

tcache(Thread Local Cache，线程本地缓存) 每个线程独立一份，无锁，专门加速小块内存 malloc/free，放在 Arena 上层。

Arena 是多线程共享、带锁；tcache 是线程私有、完全不用锁 。小对象malloc优先从tcache取空闲chunk，tcache缺失才进入Arena、争抢Arena锁；Arena空闲不足，才触发brk/mmap系统调用进入内核。

tcache -> Arena -> Kernel和PCP -> Buddy架构思想都是：局部缓存降低全局锁压力。

6.5 free() 后RSS不一定下降

free调用，仅标记Chunk为空闲，归还到tcache/bin/arena，不代表物理内存立刻还给内核。内核RSS（Resident Set Size，驻留物理内存）不会马上降低。

free后RSS不下降 ≠ 内存泄漏，是用户态分配器缓存策略。

6.6 大块分配：匿名mmap

当分配尺寸超过阈值，glibc使用mmap匿名映射，独立VMA。释放调用munmap，直接将虚拟区域归还内核，页面更容易回收。

6.7 brk / sbrk

brk 是内核系统调用（绝对地址）；sbrk 是 glibc 在用户态封装的库函数（相对偏移），底层还是调用 brk ，用来移动 program break（程序断点），也就是堆的上边界水位线

  1. 堆是一块连续虚拟地址区域，在数据段上方；向上增长。
  2. 只有 main_arena（主分配区）使用 sbrk 扩展堆；non-main arena（子线程 arena）只能用 mmap 创建独立 64MB sub-heap，不能用 sbrk。
  3. 限制：只能回收堆最顶部连续空闲内存 。中间的空闲 chunk，哪怕很大，也没法通过 sbrk 还给内核，只能留在 ptmalloc 池里复用（内存碎片根源）。
    • 只有 top chunk 空闲大小超过阈值（默认 128KB），malloc_trim 或者 free 时才会调用 sbrk 收缩堆、归还内存给内核。

传统堆使用brk系统调用，修改program break指针，向上扩展堆VMA。现代应用不建议直接调用brk，统一封装在malloc接口下。

复制代码 
malloc
├─ 优先走线程私有tcache（无锁）
├─ tcache空 → 找arena分配
│  ├─ arena内部空闲chunk不够，需要向内核申请内存
│  │   ├─ main_arena：调用sbrk抬高program break，连续扩展堆
│  │   └─ non-main arena：mmap新建sub-heap（64MB）
└─ 超大分配（>M_MMAP_THRESHOLD 默认128KB）：直接mmap匿名映射，free时munmap直接还给内核，不走任何bin/tcache

6.8 malloc(100)三种场景

  1. tcache命中：直接返回空闲chunk，0次系统调用；
  2. tcache miss，Arena有空闲chunk：切分chunk返回，不进入内核；
  3. Arena耗尽：调用brk/mmap，内核新建VMA。此时只分配虚拟地址，物理页仍然延迟到第一次访问触发缺页分配。

七、内存压力、页面回收、Compaction、OOM

7.1 Page Reclaim页面回收

内存不足时，Linux不会直接返回分配失败，尝试回收可回收页面。页面分为可回收与不可回收：

  • 可回收：Page Cache文件缓存、可Swap匿名内存；
  • 不可回收：内核锁定页面、内核代码、mlock锁定用户内存。

7.2 Page Cache

Linux利用空闲内存缓存文件IO。读文件时，磁盘内容加载到Page Cache。Clean Page Cache，磁盘存在副本，内存压力下可直接丢弃；Dirty Page Cache需要先回写磁盘，再回收页面。Page Cache是Linux提升文件IO吞吐的核心机制。

7.3 Anonymous匿名内存 & Swap

malloc拿到的匿名内存（anonymous memory） ：没有关联磁盘上的普通文件，物理内存不够的时候，内核可以把这部分内存页写到 Swap（交换分区 / 交换文件）腾物理内存；之后程序再访问这一页，CPU 缺页异常，内核做SwapIn，把 Swap 上的数据读回物理内存，程序继续运行。

1. 匿名页（匿名内存）
  • 匿名：不绑定任何磁盘文件 。mmap(MAP_ANONYMOUS)、malloc（底层 brk/mmap）分配出来的堆内存就是匿名页。
  • 对比：mmap映射一个磁盘文件得到的是文件映射页，它的后端是磁盘文件，内存紧张时可以直接丢弃，需要时从原文件读；匿名页没有原文件，所以只能写到 Swap 保存数据。

malloc 不是直接分配物理内存：只是在进程虚拟地址空间 里划出一块地址。第一次读写的时候才触发缺页，内核分配物理页框（延迟分配，写时复制 COW 配套机制）。

2. 内存紧张 → 匿名页换出（Swap Out）

物理内存不够用的时候，内核的页回收逻辑会挑选一些冷页（很久没访问）：

  1. 对文件页：脏页写回原文件、干净页直接丢掉；
  2. 对匿名页 ：没有原始文件可以回写，内核只能把页内容拷贝到 Swap 分区 /swapfile，然后释放这块物理内存。
  3. 页表项会被标记：这一页不在内存，数据在 Swap 的某个位置。

这一步叫 SwapOut（换出）。换出之后，进程的虚拟地址还在，但对应的物理内存已经被收走。

3. 再次访问该页 → 缺页异常 → SwapIn（换入）

进程读写这个虚拟地址：

  1. MMU 查页表，发现有效位为 0，触发缺页异常（page fault）；
  2. 内核进入缺页处理函数，判断这是匿名页，并且已经被换到 Swap；
  3. 执行 SwapIn：从磁盘 Swap 位置读取页面数据，分配新物理页框，把数据加载进去；
  4. 更新页表，指向新物理页；
  5. 返回用户态，重新执行触发异常的那条指令，程序无感继续运行。
  1. Swap 不是必须的：系统可以无 Swap。此时内存紧张，匿名页不能换出，内核会触发 OOM，杀掉进程释放内存。
  2. 换入换出代价极高：磁盘 IO，比内存慢上万倍。大量 SwapIn/SwapOut 就是常说的抖动（thrashing），系统卡死。
  3. 不是所有匿名页都会被换出：可以用mlock锁定内存，被锁定的匿名页永远留在物理内存，不会被 SwapOut。
  4. 写时复制 fork：子进程的匿名页一开始和父进程共享物理页；写的时候才拷贝。拷贝出来的新页依然是匿名页，同样可以被换入换出。

7.4 kswapd后台回收线程

Linux 把同一个 NUMA 节点内的物理内存，按硬件访问限制划分成若干连续物理地址区间，每个区间就是一个Zone（内存域） 。伙伴系统、页面回收、kswapd、Swap 换页，全部是以 Zone 为单位管理

每个Zone维护三个水位线：High / Low / Min。

  1. high：空闲页充足，kswapd 休眠，不做回收
  2. low：空闲页低于 low → 唤醒 kswapd 后台回收（扫描 LRU，匿名页 SwapOut、文件页回收）
  3. min ：低于 min，kswapd 来不及，直接同步回收；再失败触发 OOM Killer
text 复制代码 
Free Memory
     │
     ▼
低于Low Watermark
     │
     ▼
唤醒kswapd内核线程，后台异步回收页面
     │
     ▼
直到空闲内存回升至High Watermark，kswapd休眠

kswapd是后台守护线程，目标提前回收内存，尽量避免分配路径直接阻塞。kswapd何时运行，由CPU调度器决定。

7.5 Direct Reclaim直接回收

Zone 空闲内存跌破 watermark[min]，kswapd 后台回收已经跟不上 。此时发起内存分配的当前线程，不再等待 kswapd，自己在 alloc_pages 分配路径里同步执行页面回收 ，这就是 Direct Reclaim（直接回收）。

线程原地阻塞，一边回收页面一边尝试凑出空闲页；回收过程会带来巨大 IO 抖动（Jitter），是业务延迟尖峰的重要来源。

  1. 空闲 < low：唤醒 kswapd 内核线程，后台异步回收，分配线程照常走分配，不阻塞。kswapd 在后台扫 LRU、换出匿名页、回写脏文件页，把空闲内存拉回 high 水位，之后 kswapd 休眠。
  2. 空闲 < min：kswapd 来不及释放足够页，分配线程进入 Direct Reclaim。分配线程自己执行回收逻辑，线程被阻塞，直到回收释放出足够页面或者回收失败。
Direct Reclaim 完整流程
  1. alloc_pages 进入，检查目标 Zone 水位，发现空闲页 < min；
  2. 进入直接回收路径 __alloc_pages_direct_reclaim；
  3. 调用 shrink_zones → shrink_lruvec，扫描当前 Zone 的 LRU 链表：
    • 文件干净页：直接释放
    • 文件脏页：触发回写磁盘
    • 匿名页：必须 SwapOut，把页写入 Swap 磁盘（这一步最耗时，磁盘 IO）
  4. 每回收一批页面，再次尝试alloc_pages；
    • 成功拿到页：分配返回，线程继续运行；
    • 反复回收仍然凑不出内存：直接回收失败，进入 OOM Killer。

7.6 实时系统视角：内存分配带来的抖动

  • kswapd 是后台内核线程，就算有 SwapOut IO，只会占用后台资源，用户业务线程不受直接阻塞；
  • Direct Reclaim 是用户进程 / 内核线程原地等待 IO：业务代码执行到 malloc，卡在分配路径，等待 Swap 写盘；Swap IO 耗时毫秒甚至几十 ms，业务延迟瞬间飙升，出现延迟尖峰。

机器人视觉、控制等高实时场景，运行时new/malloc/vector::resize会引入不确定延迟尖峰：

text 复制代码 
malloc
  ↓
Allocator Slow Path
  ↓
内核分配
  ↓
Page Fault
  ↓
Direct Reclaim
  ↓
线程休眠唤醒
  ↓
Latency Spike → Jitter

工程解决方案：内存池、对象池、预分配Buffer、mlock锁定内存，运行时不再动态分配，消除缺页与回收抖动。

7.7 两层内存碎片

  1. 用户态分配器碎片：总空闲内存足够，但没有足够大连续Chunk。例如空闲96B，申请80B，碎片导致分配失败；
  2. 物理内存碎片（Buddy碎片） ：大量离散空闲Page，但是没有连续物理Page。即使总空闲页足够，无法满足大块连续物理内存请求（DMA、THP）。

7.8 Memory Compaction内存规整

为解决物理碎片，Linux执行内存规整：迁移页面，把占用页面压缩到Zone一端，空闲页合并为大块连续物理内存。

复制代码 
Before: U F U F U F U F
After:  U U U U F F F F

规整分为异步后台规整、同步规整（分配请求路径触发）。

现象：系统free内存很高，但是无法分配大段连续物理页，大概率物理碎片。

7.9 OOM Killer

当内存分配长期无法取得进展时，内核在满足相应条件的情况下可能进入OOM处理流程，并根据OOM评分等因素选择进程终止以释放内存。

但并非所有页面分配失败都会触发OOM Killer：分配行为还受到GFP Flags、分配Order、Memcg限制以及调用上下文等因素影响，例如部分High-order分配或禁止重试的分配可能直接失败并返回NULL，而不会启动OOM Killer。

7.10 Overcommit内存超分配：malloc成功不等于物理内存已经准备好

Linux支持Memory Overcommit，但是否接受一个远大于实际RAM+Swap的虚拟内存申请，取决于vm.overcommit_memory策略：

  • 0：启发式Overcommit，也是Linux常见默认模式；允许一定程度的超分配，但明显不合理的大型申请仍可能被拒绝；
  • 1：Always Overcommit，内核尽量允许虚拟地址空间申请，直到后续真正消耗内存时出现压力；
  • 2：严格Commit Accounting，根据Swap和配置的Commit Limit限制可提交内存。

因此，malloc(100GB)即使机器没有100GB可用物理内存，有可能返回成功，但绝不能认为一定成功。即使malloc已经返回非空指针，也只代表当前虚拟内存申请被分配器和内核接受，并不意味着对应大小的物理RAM已经全部准备完成。

后续程序真正写入这些页面时，会逐步建立物理页映射；如果持续产生的实际内存需求超过系统能够承受的范围，则可能进入页面回收、Swap，最终在满足OOM条件时触发OOM处理。

malloc返回成功 ≠ 对应大小的物理内存已经分配并得到绝对保证。

八、内存管理子系统与CPU调度器协作

  1. CPU调度器：管理就绪线程队列，决定线程调度、切换、休眠唤醒；
  2. MM子系统：内存映射、缺页处理、页面回收；

二者典型协作场景：线程访问未驻留内存，触发Page Fault，需要磁盘IO加载页面：
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.mm span{fill:#e3f2fd!important;stroke:#1e88e5!important;stroke-width:1.5px!important;color:#0d47a1!important;}#mermaid-svg-kA3Hl8gFZreWZb6A .mm tspan{fill:#0d47a1!important;}#mermaid-svg-kA3Hl8gFZreWZb6A .cpu>*{fill:#e8f5e9!important;stroke:#43a047!important;stroke-width:1.5px!important;color:#1b5e20!important;}#mermaid-svg-kA3Hl8gFZreWZb6A .cpu span{fill:#e8f5e9!important;stroke:#43a047!important;stroke-width:1.5px!important;color:#1b5e20!important;}#mermaid-svg-kA3Hl8gFZreWZb6A .cpu tspan{fill:#1b5e20!important;} CPU 调度器
内存管理子系统
触发缺页
线程 A 阻塞
等待 IO 完成
就绪
Page Fault
需要磁盘 IO
处理缺页
IO 完成

唤醒 Thread A

加入就绪队列
Thread A Running
线程 A 阻塞

进入睡眠状态
Scheduler 切换 CPU

执行 Thread B
Scheduler 决定

Thread A 重新获得 CPU

kswapd是内核线程，MM子系统负责唤醒kswapd变为就绪态；kswapd什么时候执行，由CPU调度器决定。

工程提到的内存调度、NUMA调度，本质是页面放置、页面迁移、回收策略，属于MM子系统策略，不是调度器。

总结

text 复制代码 
Linux Memory Management
│
├── Process Virtual Memory
│   ├── mm_struct
│   ├── VMA
│   ├── mmap
│   ├── brk
│   └── Memory Permission
│
├── Address Translation
│   ├── Page Table
│   │   ├── PGD
│   │   ├── P4D
│   │   ├── PUD
│   │   ├── PMD
│   │   └── PTE
│   │
│   ├── MMU
│   ├── TLB
│   └── Page Walk
│
├── Page Fault
│   ├── Demand Paging
│   ├── Anonymous Page
│   ├── File-backed Page
│   └── Copy-on-Write（fork核心机制）
│
├── Physical Memory
│   ├── NUMA Node
│   ├── Zone
│   ├── Page / Folio
│   ├── PCP
│   └── Buddy Allocator
│
├── Kernel Allocation
│   ├── alloc_pages
│   ├── kmalloc
│   ├── SLAB / SLUB
│   └── vmalloc
│
├── Userspace Allocator
│   ├── glibc malloc ptmalloc
│   ├── Chunk
│   ├── tcache
│   ├── Arena
│   ├── Bins
│   ├── brk
│   └── mmap
│
└── Memory Pressure
    ├── Page Cache
    ├── Page Reclaim
    ├── kswapd
    ├── Direct Reclaim
    ├── Swap
    ├── Memory Compaction
    └── OOM Killer
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服务器·网络·数据库·消息队列·交换机·交换机数据管理·sqlite回调原理
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