linux --- 內存管理

1. 內核初始化：     * 內核創建好內核頁目錄頁表數據庫，假設物理內存大小爲len，則創建了[3G--3G+len]::[0--len]這樣的虛地址vaddr和物理地址paddr的線性對應關係；     * 內核創建一個page數組，page數組和物理頁面系列徹底是線性對應，page用來管理該物理頁面狀態，每一個物理頁面的虛地址保存在page->virtual中；     * 內核創建好一個free_list，將沒有使用的物理頁面對應的page放入其中，已經使用的就不用放入了； 2. 內核模塊申請內存vaddr = get_free_pages(mask,order)：     * 內存管理模塊從free_list找到一個page，將page->virtual做爲返回值，該返回值就是對應物理頁面的虛地址；     * 將page從free_list中脫離；     * 模塊使用該虛擬地址操做對應的物理內存； 3. 內核模塊使用vaddr，例如執行指令mov(eax, vaddr)：     * CPU得到vaddr這個虛地址，利用創建好的頁目錄頁表數據庫，找到其對應的物理內存地址；     * 將eax的內容寫入vaddr對應的物理內存地址內； 4. 內核模塊釋放內存free_pages(vaddr,order)：     * 依據vaddr找到對應的page；     * 將該page加入到free_list中； 5. 用戶進程申請內存vaddr = malloc(size)：     * 內存管理模塊從用戶進程內存空間(0--3G)中找到一塊還沒使用的空間vm_area_struct(start--end)；     * 隨後將其插入到task->mm->mmap鏈表中； 6. 用戶進程寫入vaddr(0-3G)，例如執行指令mov(eax, vaddr)：     * CPU得到vaddr這個虛地址，該虛地址應該已經由glibc庫設置好了，必定在3G一下的某個區域，根據CR3寄存器指向的current->pgd查當前進程的頁目錄頁表數據庫，發現該vaddr對應的頁目錄表項爲0，故產生異常；     * 在異常處理中，發現該vaddr對應的vm_area_struct已經存在，爲vaddr對應的頁目錄表項分配一個頁表；     * 隨後從free_list找到一個page，將該page對應的物理頁面物理首地址賦給vaddr對應的頁表表項，很明顯，此時的vaddr和paddr不是線性對應關係了；     * 將page從free_list中脫離；     * 異常處理返回；     * CPU從新執行剛剛發生異常的指令mov(eax, vaddr)；     * CPU得到vaddr這個虛地址，根據CR3寄存器指向的current->pgd，利用創建好的頁目錄頁表數據庫，找到其對應的物理內存地址；     * 將eax的內容寫入vaddr對應的物理內存地址內；   7. 用戶進程釋放內存vaddr，free(vaddr)：     * 找到該vaddr所在的vm_area_struct；     * 找到vm_area_struct:start--end對應的全部頁目錄頁表項，清空對應的全部頁表項；     * 釋放這些頁表項指向物理頁面所對應的page，並將這些page加入到free_list隊列中；     * 有必要還會清空一些頁目錄表項，並釋放這些頁目錄表項指向的頁表；     * 從task->mm->mmap鏈中刪除該vm_area_struct並釋放掉； 綜合說明：     * 可用物理內存就是free_list中各page對應的物理內存；     * 頁目錄頁表數據庫的主要目的是爲CPU訪問物理內存時轉換vaddr-->paddr使用，分配以及釋放內存時不會用到，可是須要內核內存管理系統在合適時機爲CPU創建好該庫；     * 對於用戶進程在6中得到的物理頁面，有兩個頁表項對應，一個就是內核頁目錄頁表數據庫的某個pte[i ]，一個就是當前進程內核頁 目錄頁表數據庫的某個 pte[j]，可是隻有一個page和其對應。若是此時調度到其餘進程，其餘進程申請並訪問某個內存，則不會涉及到該物理頁面，因 爲其分配時首先要從 free_list中找一個page，而該物理頁面對應的page已經從free_list中脫離出來了，所以不存在該物理頁面被其 他進程改寫操做的狀況。內核中經過get_free_pages等方式獲取內存時，也不會涉及到該物理頁面，原理同前所述。