分段和分頁(yè)

先看一幅圖

• 也就是我們實(shí)際中編碼時(shí)遇到的內(nèi)存地址并不是對(duì)應(yīng)于實(shí)際內(nèi)存上的地址，我們編碼中使用的地址是一個(gè)邏輯地址，會(huì)通過(guò)分段和分頁(yè)這兩個(gè)機(jī)制把它轉(zhuǎn)為物理地址。而由于linux使用的分段機(jī)制有限，可以認(rèn)為，linux下的邏輯地址=線性地址。也就是，我們編碼使用的是線性地址，之后只需要經(jīng)過(guò)一個(gè)分頁(yè)機(jī)制就可以把這個(gè)地址轉(zhuǎn)為物理地址了。所以我們更重要的可能是去說(shuō)明一下linux的分頁(yè)模型。

• 系統(tǒng)會(huì)將整個(gè)物理內(nèi)存分為多個(gè)頁(yè)框，每個(gè)頁(yè)框大小一般是4K(硬件允許的擴(kuò)展分頁(yè)(PSE)情況下也可設(shè)置為4M，不過(guò)linux并不使用PSE，而可能使用PAE)，也就是如果我們有1GB的物理內(nèi)存，系統(tǒng)就會(huì)將這個(gè)物理內(nèi)存分為262144個(gè)頁(yè)框。當(dāng)我們提供一個(gè)線性地址時(shí)，系統(tǒng)就會(huì)通過(guò)分頁(yè)機(jī)制將這個(gè)線性地址轉(zhuǎn)換為對(duì)應(yīng)于某個(gè)物理頁(yè)中的某個(gè)內(nèi)存地址。下圖是linux的分頁(yè)模型

• linux采用四級(jí)分頁(yè)模型，這四種頁(yè)表是：頁(yè)全局目錄(PGD)、頁(yè)上級(jí)目錄(PUD)、頁(yè)中間目錄(PMD)、頁(yè)表(PTE)。這里的所有頁(yè)全局目錄、頁(yè)上級(jí)目錄、頁(yè)中間目錄、頁(yè)表，它們的大小都是一個(gè)頁(yè)。linux下各個(gè)硬件上并不一定都是使用四級(jí)目錄的，當(dāng)使用于沒(méi)有啟動(dòng)物理地址擴(kuò)展(PAE)的32位系統(tǒng)上時(shí)，只使用二級(jí)頁(yè)表，linux會(huì)把頁(yè)上級(jí)目錄和頁(yè)中間目錄置空。而在啟用了物理地址擴(kuò)展的32位系統(tǒng)上時(shí)，linux使用的是三級(jí)頁(yè)表，頁(yè)上級(jí)目錄被置空。而在64位系統(tǒng)上，linux根據(jù)硬件的情況會(huì)選擇三級(jí)頁(yè)表或者四級(jí)頁(yè)表。這個(gè)整個(gè)由線性地址轉(zhuǎn)換到物理地址的過(guò)程，是由CPU自動(dòng)進(jìn)行的。

• 每個(gè)進(jìn)程都有它自己的頁(yè)全局目錄，當(dāng)進(jìn)程運(yùn)行時(shí)，系統(tǒng)會(huì)將該進(jìn)程的頁(yè)全局目錄基地址保存到cr3寄存器中；而當(dāng)進(jìn)程被換出時(shí)，會(huì)將這個(gè)cr3保存的頁(yè)全局目錄地址保存到進(jìn)程描述符中。之后我們還會(huì)介紹一個(gè)cr2寄存器，用于缺頁(yè)異常處理的。當(dāng)進(jìn)程運(yùn)行時(shí)，它使用的是它自己的一套頁(yè)表，當(dāng)它通過(guò)系統(tǒng)調(diào)用或陷入內(nèi)核態(tài)時(shí)，使用的是內(nèi)核頁(yè)表，實(shí)際上，對(duì)于所有的進(jìn)程頁(yè)表來(lái)說(shuō)，它們的線性地址0xC0000000以上所涉及到的頁(yè)表都是主內(nèi)核頁(yè)全局目錄(保存在init_mm.pgd)，它們的內(nèi)容等于主內(nèi)核頁(yè)全局目錄的相應(yīng)表項(xiàng)，這樣就實(shí)現(xiàn)了所有進(jìn)程的進(jìn)程空間相互隔離，但是內(nèi)核空間相互共享的情況。當(dāng)某個(gè)進(jìn)程修改了內(nèi)核頁(yè)表的一些映射情況后，系統(tǒng)只會(huì)相應(yīng)的修改主內(nèi)核頁(yè)全局目錄中的表項(xiàng)(只能修改高端內(nèi)存中非連續(xù)內(nèi)存區(qū)的映射)，當(dāng)其他進(jìn)程訪問(wèn)這些線性地址時(shí)，會(huì)出現(xiàn)缺頁(yè)異常，然后修改該進(jìn)程的頁(yè)表項(xiàng)重新映射該地址。

• 因?yàn)檎f(shuō)到每個(gè)進(jìn)程都有它自己的頁(yè)全局目錄，如果有100個(gè)進(jìn)程，內(nèi)存中就要保存100個(gè)進(jìn)程的整個(gè)頁(yè)表集，看起來(lái)會(huì)耗費(fèi)相當(dāng)多的內(nèi)存。實(shí)際上，只有進(jìn)程使用到的情況下系統(tǒng)才會(huì)分配給進(jìn)程一條路徑，比如我們要求訪問(wèn)一個(gè)線性地址，但是這個(gè)地址可能對(duì)應(yīng)的頁(yè)上級(jí)目錄、頁(yè)中間目錄、頁(yè)表和頁(yè)都不存在的，這時(shí)系統(tǒng)會(huì)產(chǎn)生一個(gè)缺頁(yè)異常，在缺頁(yè)異常處理中再給進(jìn)程的這個(gè)線性地址分配頁(yè)上級(jí)目錄、頁(yè)中間目錄、頁(yè)表和頁(yè)所需的物理頁(yè)框。

地址空間

• 一個(gè)線性地址經(jīng)過(guò)分頁(yè)機(jī)制轉(zhuǎn)為一個(gè)對(duì)應(yīng)的物理地址，我們稱之為映射，比如我們的一個(gè)線性地址0x00000001經(jīng)過(guò)分頁(yè)機(jī)制處理后，對(duì)應(yīng)的物理地址可能是0xffffff01。

• 在linux系統(tǒng)中分兩個(gè)地址空間，一個(gè)是進(jìn)程地址空間，一個(gè)是內(nèi)核地址空間。對(duì)于每個(gè)進(jìn)程來(lái)說(shuō)，他們都有自己的大小為3G的進(jìn)程地址空間，這些進(jìn)程地址空間是相互隔離的，也就是進(jìn)程A的0x00000001線性地址和進(jìn)程B的0x00000001線性地址并不是同一個(gè)地址，進(jìn)程A也不能通過(guò)自己的進(jìn)程空間直接訪問(wèn)進(jìn)程B的進(jìn)程地址空間。而當(dāng)線性地址大于3G時(shí)(也就是0xC0000000)，這里的線性地址屬于內(nèi)核空間，內(nèi)核地址空間的大小為1G，地址從0xC0000000到0xFFFFFFFF。在內(nèi)核地址空間中，內(nèi)核會(huì)把前896MB的線性地址直接與物理地址的前896MB進(jìn)行映射，也就是說(shuō)，內(nèi)核地址空間的線性地址0xC0000001所對(duì)應(yīng)的物理地址為0x00000001，它們之間相差一個(gè)0xC0000000。

• linux內(nèi)核會(huì)將物理內(nèi)存分為3個(gè)管理區(qū)，分別是：

1. ZONE_DMA：包含0MB~16MB之間的內(nèi)存頁(yè)框，可以由老式基于ISA的設(shè)備通過(guò)DMA使用，直接映射到內(nèi)核的地址空間。

2. ZONE_NORMAL：包含16MB~896MB之間的內(nèi)存頁(yè)框，常規(guī)頁(yè)框，直接映射到內(nèi)核的地址空間。

3. ZONE_HIGHMEM：包含896MB以上的內(nèi)存頁(yè)框，不進(jìn)行直接映射，可以通過(guò)永久映射和臨時(shí)映射進(jìn)行這部分內(nèi)存頁(yè)框的訪問(wèn)。

整個(gè)結(jié)構(gòu)如下圖

• 對(duì)于ZONE_DMA和ZONE_NORMAL這兩個(gè)管理區(qū)，內(nèi)核地址都是進(jìn)行直接映射，只有ZONE_HIGHMEM管理區(qū)系統(tǒng)在默認(rèn)情況下是不進(jìn)行直接映射的，只有在需要使用的時(shí)候進(jìn)行映射(臨時(shí)映射或者永久映射)。

結(jié)點(diǎn)和管理區(qū)描述符

為了用于NUMA架構(gòu)，使用了node用來(lái)描述一個(gè)地方的內(nèi)存。對(duì)于我們PC來(lái)說(shuō)，一臺(tái)PC就是一個(gè)node。node用struct pglist_data結(jié)構(gòu)表示：

• 系統(tǒng)中所有的結(jié)點(diǎn)描述符都保存在node_data這個(gè)數(shù)組中。在pg_data_t這個(gè)結(jié)點(diǎn)描述符中，node_zones數(shù)組中保存了這個(gè)結(jié)點(diǎn)中所有的管理區(qū)描述符，雖然系統(tǒng)將物理內(nèi)存分為三個(gè)區(qū)，但是在邏輯上，系統(tǒng)分為了四個(gè)管理區(qū)，多出的一個(gè)是ZONE_MOVABLE，這個(gè)區(qū)是一個(gè)虛擬的管理區(qū)，它并沒(méi)有對(duì)應(yīng)于內(nèi)存的某個(gè)區(qū)域，它的主要目的就是為了避免內(nèi)存碎片化，它的內(nèi)存要么全部來(lái)自ZONE_HIGHMEM區(qū)，要么全部來(lái)自ZONE_NORMAL區(qū)。這些我們?cè)诤竺娴某跏蓟瘮?shù)中將會(huì)看到。

• 每個(gè)結(jié)點(diǎn)都有一個(gè)內(nèi)核線程kswapd，它的作用就是將進(jìn)程或內(nèi)核持有的，但是不常用的頁(yè)交換到磁盤上，以騰出更多可用內(nèi)存。

我們?cè)倏纯垂芾韰^(qū)描述符：

• 此管理區(qū)描述符中的實(shí)際把所有屬于該管理區(qū)的頁(yè)框保存在兩個(gè)地方：struct free_area free_area[MAX_ORDER]和struct per_cpu_pageset __percpu * pageset。free_area是這個(gè)管理區(qū)的伙伴系統(tǒng)，而pageset是這個(gè)區(qū)的每CPU頁(yè)框高速緩存。對(duì)管理區(qū)的理解需要結(jié)合伙伴系統(tǒng)和每CPU頁(yè)框高速緩存

管理區(qū)頁(yè)框分配器(管理所有物理內(nèi)存頁(yè)框)

• ZONE_NORMAL和ZONE_DMA的地址直接映射到了內(nèi)核地址空間，但是也不代表內(nèi)核的代碼可以隨心所欲的通過(guò)線性地址直接訪問(wèn)物理地址。內(nèi)核通過(guò)一個(gè)管理區(qū)頁(yè)框分配器管理著物理內(nèi)存上所有的頁(yè)框，在管理區(qū)分配器里的核心系統(tǒng)就是伙伴系統(tǒng)和每CPU頁(yè)框高速緩存(不是硬件上的高速緩存，只是名稱一樣)。在linux系統(tǒng)中，管理區(qū)頁(yè)框分配器管理著所有物理內(nèi)存，無(wú)論你是內(nèi)核還是進(jìn)程，需要將一些內(nèi)存占為己有時(shí)，都需要請(qǐng)求管理區(qū)頁(yè)框分配器，這時(shí)才會(huì)分配給你應(yīng)該獲得的物理內(nèi)存頁(yè)框。當(dāng)你所擁有的頁(yè)框不再使用時(shí)，你必須釋放這些頁(yè)框，讓這些頁(yè)框回到管理區(qū)頁(yè)框分配器當(dāng)中。特別的，對(duì)于高端內(nèi)存，即使從管理區(qū)頁(yè)框分配器中獲得了相應(yīng)的頁(yè)框，我們還需要進(jìn)行映射才能夠使用。

• 有時(shí)候目標(biāo)管理區(qū)不一定有足夠的頁(yè)框去滿足分配，這時(shí)候系統(tǒng)會(huì)從另外兩個(gè)管理區(qū)中獲取要求的頁(yè)框，但這是按照一定規(guī)則去執(zhí)行的，如下：

1. 如果要求從DMA區(qū)中獲取，就只能從ZONE_DMA區(qū)中獲取。

2. 如果沒(méi)有規(guī)定從哪個(gè)區(qū)獲取，就按照順序從 ZONE_NORMAL -> ZONE_DMA 獲取。

3. 如果規(guī)定從HIGHMEM區(qū)獲取，就按照順序從 ZONE_HIGHMEM -> ZONE_NORMAL -> ZONE_DMA 獲取。

• 注意系統(tǒng)是不允許在一次分配中從不同的兩個(gè)管理區(qū)獲取頁(yè)框的，并且當(dāng)請(qǐng)求多個(gè)頁(yè)框時(shí)，從伙伴系統(tǒng)中分配給目標(biāo)的頁(yè)框是連續(xù)的，并且請(qǐng)求的頁(yè)數(shù)必須是2的次方個(gè)數(shù)。

• 管理區(qū)分配器主要做的事情就是將頁(yè)框通過(guò)伙伴系統(tǒng)或者每CPU頁(yè)框高速緩存分配出去，這里涉及到三個(gè)結(jié)構(gòu)，頁(yè)描述符，伙伴系統(tǒng)，每CPU高速緩存。

• 我們先說(shuō)說(shuō)頁(yè)描述符，頁(yè)描述符實(shí)際上并不專屬于描述頁(yè)框，它還用于描述一個(gè)SLAB分配器和SLUB分配器，這個(gè)之后再說(shuō)，我們先說(shuō)關(guān)于頁(yè)的：

• 在struct page描述一個(gè)頁(yè)框時(shí)，我們比較關(guān)注的成員變量有unsigned long flags、struct list_head lru和atomic_t _count。

1. flags：包含有很多信息，包括此頁(yè)框?qū)儆诘膎ode結(jié)點(diǎn)號(hào)，此頁(yè)框?qū)儆诘膠one號(hào)和此頁(yè)框的屬性。

2. lru：用于將此頁(yè)描述符放入相應(yīng)的鏈表，比如伙伴系統(tǒng)或者每CPU頁(yè)框高速緩存。

3. _count：代表頁(yè)框的引用計(jì)數(shù)，0代表此頁(yè)框空閑，大于0代表此頁(yè)框分配給了多少個(gè)進(jìn)程使用(共享)。

• linux為了防止內(nèi)存中產(chǎn)生過(guò)多的碎片，一般把頁(yè)的類型分為三種：

1. 不可移動(dòng)頁(yè)：在內(nèi)存中有固定位置，不能移動(dòng)到其他地方。內(nèi)核中使用的頁(yè)大部分是屬于這種類型。

2. 可回收頁(yè)：不能直接移動(dòng)，但可以刪除，頁(yè)中的內(nèi)容可以從某些源中重新生成。例如，頁(yè)內(nèi)容是映射到文件數(shù)據(jù)的頁(yè)就屬于這種類型。對(duì)于這種類型，在內(nèi)存短缺(分配失敗)時(shí)，會(huì)發(fā)起內(nèi)存回收，將這類型頁(yè)進(jìn)行回寫釋放。

3. 可移動(dòng)頁(yè)：可隨意移動(dòng)，用戶空間的進(jìn)程使用的沒(méi)有映射具體磁盤文件的頁(yè)就屬于這種類型(比如堆、棧、shmem共享內(nèi)存、匿名mmap共享內(nèi)存)，它們是通過(guò)進(jìn)程頁(yè)表映射的，把這些頁(yè)復(fù)制到新位置時(shí)，只要更新進(jìn)程頁(yè)表就可以了。一般這些頁(yè)是從高端內(nèi)存管理區(qū)獲取。

伙伴系統(tǒng)

• 伙伴系統(tǒng)的主要作用就是減少物理內(nèi)存的外部碎片(SLAB/SLUB減少頁(yè)框的內(nèi)部碎片)，它實(shí)際上是一個(gè)struct free_area的數(shù)組，數(shù)組長(zhǎng)度是MAX_ORDER，也就是11，代表著每個(gè)數(shù)組元素中鏈表上保存的連續(xù)頁(yè)框長(zhǎng)度是2的order次方。free_area[0]中鏈表保存的是長(zhǎng)度為1的頁(yè)框，free_area[1]中鏈表上保存的是物理上連續(xù)的兩個(gè)頁(yè)框的首頁(yè)框鏈表，free_area[2]中鏈表上保存的是物理上連續(xù)4個(gè)頁(yè)框的首頁(yè)框鏈表，free_area[10]中鏈表上保存的是物理上連續(xù)1024個(gè)頁(yè)框的首頁(yè)框鏈表，所以整個(gè)伙伴系統(tǒng)中將管理區(qū)中的頁(yè)框分為連續(xù)的1,2,4,8,16,32,64,128,256,512,1024頁(yè)框放入不同鏈表中保存起來(lái)。而因?yàn)榛锇橄到y(tǒng)中每個(gè)鏈表保存的頁(yè)框都是連續(xù)的，所以只有第一個(gè)頁(yè)框會(huì)加入到鏈表中，因?yàn)橛衞rder，也可以知道此頁(yè)框之后的多少個(gè)頁(yè)框是屬于這一小塊連續(xù)頁(yè)框的。當(dāng)需要在普通內(nèi)存區(qū)申請(qǐng)4個(gè)頁(yè)框大小的內(nèi)存時(shí)，系統(tǒng)會(huì)到普通內(nèi)存管理區(qū)的伙伴系統(tǒng)中的free_area[2]中的第一個(gè)鏈表結(jié)點(diǎn)，這個(gè)結(jié)點(diǎn)的頁(yè)框及其之后3個(gè)頁(yè)框都是空閑的，然后把首頁(yè)框返回給申請(qǐng)者。

在伙伴系統(tǒng)中，因?yàn)轫?yè)的分類關(guān)系，在每種長(zhǎng)度相同的連續(xù)頁(yè)框中又會(huì)分出多個(gè)不同類型的鏈表，如下，

• 保存連續(xù)2個(gè)頁(yè)框的free_area[2]的結(jié)構(gòu)如下：

• 在從伙伴系統(tǒng)中申請(qǐng)頁(yè)框時(shí)，有可能會(huì)遇到一種情況，就是當(dāng)前需求的連續(xù)頁(yè)框鏈表上沒(méi)有可用的空閑頁(yè)框，這時(shí)后，伙伴系統(tǒng)會(huì)從下一級(jí)獲取一個(gè)連續(xù)長(zhǎng)度的頁(yè)框塊，將其拆分放入這級(jí)列表；當(dāng)然在擁有者釋放連續(xù)頁(yè)框時(shí)伙伴系統(tǒng)也會(huì)適當(dāng)?shù)剡M(jìn)行連續(xù)頁(yè)框的合并，并放入下一級(jí)中。比如：我需要申請(qǐng)4個(gè)頁(yè)框，但是長(zhǎng)度為4個(gè)連續(xù)頁(yè)框塊鏈表沒(méi)有空閑的頁(yè)框塊，伙伴系統(tǒng)會(huì)從連續(xù)8個(gè)頁(yè)框塊的鏈表獲取一個(gè)，并將其拆分為兩個(gè)連續(xù)4個(gè)頁(yè)框塊，放入連續(xù)4個(gè)頁(yè)框塊的鏈表中。釋放時(shí)道理也一樣，會(huì)檢查釋放的這幾個(gè)頁(yè)框的之前和之后的物理頁(yè)框是否空閑，并且能否組成下一級(jí)長(zhǎng)度的塊。

每CPU頁(yè)框高速緩存

• 每CPU頁(yè)框高速緩存也是一個(gè)分配器，配合著伙伴系統(tǒng)進(jìn)行使用，這個(gè)分配器是專門用于分配單個(gè)頁(yè)框的，它維護(hù)一個(gè)單頁(yè)框的雙向鏈表，為什么需要這個(gè)分配器，原因主要有兩點(diǎn):

1. 因?yàn)槊總€(gè)CPU都有自己的硬件高速緩存，當(dāng)對(duì)一個(gè)頁(yè)進(jìn)行讀取寫入時(shí)，首先會(huì)把這個(gè)頁(yè)裝入硬件高速緩存，而如果進(jìn)程對(duì)這個(gè)處于硬件高速緩存的頁(yè)進(jìn)行操作后立即釋放掉，這個(gè)頁(yè)有可能還保存在硬件高速緩存中，這樣我另一個(gè)進(jìn)程需要請(qǐng)求一個(gè)頁(yè)并立即寫入數(shù)據(jù)的話，分配器將這個(gè)處于硬件高速緩存中的頁(yè)分配給它，系統(tǒng)效率會(huì)大大增加。

2. 減少鎖的競(jìng)爭(zhēng)，假設(shè)單頁(yè)框都是使用free_area來(lái)管理，那么多個(gè)CPU同時(shí)頻繁訪問(wèn)時(shí)，每次都是只能單CPU獲取到頁(yè)框，其他CPU等待，這會(huì)造成大量的鎖競(jìng)爭(zhēng)，導(dǎo)致分配效率降低。

• 在每CPU頁(yè)框高速緩存中用一個(gè)鏈表來(lái)維護(hù)一個(gè)單頁(yè)框的雙向鏈表，每個(gè)CPU都有自己的鏈表(因?yàn)槊總€(gè)CPU有自己的硬件高速緩存)，那些比較可能處于硬件高速緩存中的頁(yè)被稱為“熱頁(yè)”，比較不可能處于硬件高速緩存中的頁(yè)稱為“冷頁(yè)”。其實(shí)系統(tǒng)判斷是否為熱頁(yè)還是冷頁(yè)很簡(jiǎn)單，越最近釋放的頁(yè)就比較可能是熱頁(yè)，所以在雙向鏈表中，從鏈表頭插入可能是熱頁(yè)的單頁(yè)框，在鏈表尾插入可能是冷頁(yè)的單頁(yè)框。分配時(shí)熱頁(yè)就從鏈表頭獲取，冷頁(yè)就從鏈表尾獲取。

• 在每CPU頁(yè)框高速緩存中也可能會(huì)遇到?jīng)]有空閑的頁(yè)框(被分配完了)，這時(shí)候每CPU頁(yè)框高速緩存會(huì)從伙伴系統(tǒng)中拿出頁(yè)框放入每CPU頁(yè)框高速緩存中，相反，如果每CPU頁(yè)框高速緩存中頁(yè)框過(guò)多，也會(huì)將一些頁(yè)框放回伙伴系統(tǒng)。

• 在內(nèi)核中使用struct per_cpu_pageset結(jié)構(gòu)描述一個(gè)每CPU頁(yè)框高速緩存，其中的struct per_cpu_pages是核心結(jié)構(gòu)體，如下：

關(guān)于頁(yè)框回收

• 內(nèi)存中并非所有物理頁(yè)面都是可以進(jìn)行回收的，內(nèi)核占用的頁(yè)不會(huì)被換出，只有與用戶空間建立了映射關(guān)系的物理頁(yè)面才會(huì)被換出?？偟膩?lái)說(shuō)，以下這些種物理頁(yè)面可以被 Linux 操作系統(tǒng)回收：

1. 進(jìn)程映射所占的頁(yè)面，包括代碼段，數(shù)據(jù)段，堆棧以及動(dòng)態(tài)分配的“存儲(chǔ)堆”（malloc分配的）。

2. 用戶空間中通過(guò)mmap()把文件內(nèi)容映射到內(nèi)存所占的頁(yè)面。

3. 匿名頁(yè)面(沒(méi)有映射到文件的都是匿名映射，用戶空間的堆和棧)：進(jìn)程用戶模式下的堆棧以及是使用 mmap 匿名映射的內(nèi)存區(qū)(共享內(nèi)存區(qū))。注：堆棧所占頁(yè)面一般不被換出。

4. 特殊的用于 slab 分配器的緩存，比如用于緩存文件目錄結(jié)構(gòu) dentry 的 cache，以及用于緩存索引節(jié)點(diǎn) inode 的 cache

5. tmpfs文件系統(tǒng)使用的頁(yè)。

• Linux 操作系統(tǒng)使用如下這兩種機(jī)制檢查系統(tǒng)內(nèi)存的使用情況，從而確定可用的內(nèi)存是否太少?gòu)亩枰M(jìn)行頁(yè)面回收。

• 周期性的檢查：這是由后臺(tái)運(yùn)行的守護(hù)進(jìn)程 kswapd 完成的。該進(jìn)程定期檢查當(dāng)前系統(tǒng)的內(nèi)存使用情況，當(dāng)發(fā)現(xiàn)系統(tǒng)內(nèi)空閑的物理頁(yè)面數(shù)目少于特定的閾值時(shí)，該進(jìn)程就會(huì)發(fā)起頁(yè)面回收的操作。

• “內(nèi)存嚴(yán)重不足”事件的觸發(fā)：在某些情況下，比如，操作系統(tǒng)忽然需要通過(guò)伙伴系統(tǒng)為用戶進(jìn)程分配一大塊內(nèi)存，或者需要?jiǎng)?chuàng)建一個(gè)很大的緩沖區(qū)，而當(dāng)時(shí)系統(tǒng)中 的內(nèi)存沒(méi)有辦法提供足夠多的物理內(nèi)存以滿足這種內(nèi)存請(qǐng)求，這時(shí)候，操作系統(tǒng)就必須盡快進(jìn)行頁(yè)面回收操作，以便釋放出一些內(nèi)存空間從而滿足上述的內(nèi)存請(qǐng)求。 這種頁(yè)面回收方式也被稱作“直接頁(yè)面回收”。

• 如果操作系統(tǒng)在進(jìn)行了內(nèi)存回收操作之后仍然無(wú)法回收到足夠多的頁(yè)面以滿足上述內(nèi)存要求，那么操作系統(tǒng)只有最后一個(gè)選擇，那就是使用 OOM( out of memory )killer，它從系統(tǒng)中挑選一個(gè)最合適的進(jìn)程殺死它，并釋放該進(jìn)程所占用的所有頁(yè)面。

結(jié)尾

• 下篇再說(shuō)slab了，內(nèi)容太多。到這里，記住對(duì)于物理內(nèi)存來(lái)說(shuō)，系統(tǒng)都是以頁(yè)框作為最小的分配單位，而分配時(shí)必定是要通過(guò)管理區(qū)分配器進(jìn)行分配的，在管理區(qū)分配器中又必定是通過(guò)伙伴系統(tǒng)或每CPU頁(yè)框分配器進(jìn)行分配的，而我們編程使用到的malloc或者內(nèi)核中使用的分配小額內(nèi)存的情況，是使用slab實(shí)現(xiàn)的，slab的作用就是將一個(gè)頁(yè)框細(xì)分為多個(gè)小塊內(nèi)存。