一、内存管理架构

内存管理子系统架构包括：用户空间、内核空间和硬件部分。

​

​

1、用户空间

        应用程序使用malloc()函数申请内存资源、通过free（）函数释放内存资源；malloc/free是glibc库的内存分配器ptmalloc提供的接口。ptmalloc使用系统调用brk或者mmap向内核申请内存（一页为单位），然后进行分成很小的内存块分配给对应的应用程序。

2、内核空间

        虚拟内存管理负责从进程的虚拟地址分配虚拟页。sys_brk来扩大或者压缩堆，sys_mmap用来在内存映射区域分配虚拟页，munmap用来释放虚拟页，页分配器（伙伴分配器）负责分配物理页。

        内核空间拓展功能，不连续页分配器提供分配内存的接口vmalloc/vfree。在内存碎片化的时候，申请连续物理页的成功率很低，可以申请不连续的物理页，然后映射成连续的虚拟页。

        内存控制组用来控制进程占用的内存资源。当内存碎片的时候，找不到连续的物理页，内存碎片整理通过迁移的方式得到连续的物理页。在内存不足的时候，页回收负责回收物理页。

3、硬件

        MMU包含一个页表缓存（tlb），保存最近使用过的页表映射，避免每次把虚拟地址转换物理地址都需要查内存中的页表。解决处理器执行速度和内存速度不匹配的问题，中间增加一个缓存。一级缓存分为数据缓存和指令缓存，二级缓存作用是协调一级缓存和内存之间的工作效率。

4、直接通过系统调用，内存分配实例分析：---sbrk和brk函数既可以分配，页可以回收，取决于函数参数

复制代码
#include<stdio.h>
#include<stdlib.h>
#include<unistd.h>

#define MXA 1024

int main(int argc, char* argc[])
{
    int *p=sbrk(0); //这里是啥意思？void *sbrk(intptr_t increment);
    int *old=p;
    
    p=sbrk(MAX*MAX); //分配内存
    if(p == (void *)(-1))
    {
        perror("sbrk error.\n");
        exit(-1);
    }
    printf("old: %p \n p=%p \n", old, p);
    int *new=sbrk(0);
    printf("new: %p\n",new); 
    sbrk(-MAX*MAX); 回收内存
    
    return 0;
}
复制代码

​

​   ​​

5、问题

        堆的大小90f5000 - 8fd4000 = 0x00121000 并不等于p=sbrk(MAX*MAX);
1024*1024=0x00100000 ??

 6、如何查看系统中进程的内存情况？

 cat /proc/进程号/maps

 

 

 

二、虚拟地址空间布局

ARM64处理器不支持64位完全虚拟地址。在ARM64结构的linux内核中，内核虚拟地址和用户虚拟地址都是48位，并没有占用前面的16位。所有进程共享内核虚拟地址:ffff 0 0 0 - ffff ffff ffff ffff。每个进程拥有独立的用户空间：0 0 0 0 -- 0 ffff ffff ffff 。同一个进程底下的线程组共享用户的虚拟地址，内核线程不具备用户态的虚拟地址空间。

​

1、用户虚拟地址的划分

进程的用户虚拟空间的起始地址是0， 长度是TASK_SIZE，由每种处理器架构定义自己的宏TASK_SIZE。ARM64架构定义的宏如下：

D:\linux-4.1.2\Linux-4.12\arch\arm64\include\asm\memory.h

32位用户空间程序：TASK_SIZE == TASK_SIZE_32 == 0x100000000等于4GB

64位用户空间程序：TASK_SIZE == TASK_SIZE_64,即2^VA_BITS字节。一般情况是编译的时候配置VA_BITS的值。

​​​
 aston@ubuntu$ grep -rn --colour 'CONFIG_ARM64_VA_BITS' . --include=*
./arch/arm64/configs/defconfig:74:CONFIG_ARM64_VA_BITS_48=y

aston@$ grep -rnw --colour 'CONFIG_ARM64_VA_BITS' . --include=*     CONFIG_ARM64_VA_BITS在编译的时候配置
./arch/arm64/include/asm/memory.h:66:#define VA_BITS            (CONFIG_ARM64_VA_BITS)
./arch/arm64/Makefile:90:            (0xffffffff & (-1 << ($(CONFIG_ARM64_VA_BITS) - 32))) \
./arch/arm64/Makefile:91:            + (1 << ($(CONFIG_ARM64_VA_BITS) - 32 - 3)) \
aston@ubuntu:/mnt/hgfs/share/025-linux-4.12/Linux-4.12$

​​​

 

2、内核地址空间布局

ARM32/ARM64 内核内存布局(转) - 二虎 - 博客园 (cnblogs.com)

32位arm处理器内核内存布局分布情况：

关于内核空间的内存分布情况：注意高端内存的使用 

 一下也是关于整个32位arm架构的内存布局架构：

  • 直接映射区：线性空间中从 3G 开始最大 896M 的区间，为直接内存映射区

  • 动态内存映射区：该区域由内核函数 vmalloc 来分配

  • 永久内存映射区：该区域可访问高端内存

  • 固定映射区：该区域和 4G 的顶端只有 4k 的隔离带，其每个地址项都服务于特定的用途，如：ACPI_BASE 等

 

 

64位arm处理器内核内存布局分布情况：

​​​

​​​

 

3、内存描述结构--struct mm_struct{}

复制代码
struct mm_struct {
    struct vm_area_struct *mmap;/* 虚拟内存区域链表，每个进程都有list of VMAs */
    struct rb_root mm_rb;//虚拟内存区域的红黑树
    u32 vmacache_seqnum;/* per-thread vmacache */
#ifdef CONFIG_MMU //在内存映射区域找到一个没有映射的区域
    unsigned long (*get_unmapped_area) (struct file *filp,
                unsigned long addr, unsigned long len,
                unsigned long pgoff, unsigned long flags);
#endif
    unsigned long mmap_base;/*内存映射区域的起始地址 base of mmap area */
    unsigned long mmap_legacy_base;/* base of mmap area in bottom-up allocations */
#ifdef CONFIG_HAVE_ARCH_COMPAT_MMAP_BASES
    /* Base adresses for compatible mmap() */
    unsigned long mmap_compat_base;
    unsigned long mmap_compat_legacy_base;
#endif
    unsigned long task_size;/*用户虚拟地址空间的长度 size of task vm space */
    unsigned long highest_vm_end;        /* highest vma end address */
    pgd_t * pgd;//指向页全局目录，也就是一级页表

    /**
     * @mm_users: The number of users including userspace.
     *
     * Use mmget()/mmget_not_zero()/mmput() to modify. When this drops
     * to 0 (i.e. when the task exits and there are no other temporary
     * reference holders), we also release a reference on @mm_count
     * (which may then free the &struct mm_struct if @mm_count also
     * drops to 0).
     */
    atomic_t mm_users;//共享一个用户虚拟地址空间的线程的数量，也就是线程组包含的线程的数量

    /**
     * @mm_count: The number of references to &struct mm_struct
     * (@mm_users count as 1).
     *
     * Use mmgrab()/mmdrop() to modify. When this drops to 0, the
     * &struct mm_struct is freed.
     */
    atomic_t mm_count;//内存描述符的引用计数

    atomic_long_t nr_ptes;            /* PTE page table pages */
#if CONFIG_PGTABLE_LEVELS > 2
    atomic_long_t nr_pmds;            /* PMD page table pages */
#endif
    int map_count;                /* number of VMAs */

    spinlock_t page_table_lock;        /* Protects page tables and some counters */
    struct rw_semaphore mmap_sem;

    struct list_head mmlist;        /* List of maybe swapped mm's.    These are globally strung
                         * together off init_mm.mmlist, and are protected
                         * by mmlist_lock
                         */
    unsigned long hiwater_rss;    /* 进程所拥有的最大页框数 High-watermark of RSS usage */
    unsigned long hiwater_vm;    /* 进程线性区中最大页数 High-water virtual memory usage */

    unsigned long total_vm;        /* 进程地址空间的大小 Total pages mapped */
    unsigned long locked_vm;    /* 锁住而不能换出的页的个数 Pages that have PG_mlocked set */
    unsigned long pinned_vm;    /* Refcount permanently increased */
    unsigned long data_vm;        /* VM_WRITE & ~VM_SHARED & ~VM_STACK */
    unsigned long exec_vm;        /* VM_EXEC & ~VM_WRITE & ~VM_STACK */
    unsigned long stack_vm;        /* VM_STACK */
    unsigned long def_flags;
    /*代码段的起始地址和结束地址 数据段的起始和结束地址*/
    unsigned long start_code, end_code, start_data, end_data;
    /*堆的起始地址和结束地址，栈的起始地址*/
    unsigned long start_brk, brk, start_stack;
    /*参数字符串的起始地址和结束地址，环境变量的起始地址和结束地址*/
    unsigned long arg_start, arg_end, env_start, env_end;
    /**/
    unsigned long saved_auxv[AT_VECTOR_SIZE]; /* for /proc/PID/auxv */

    /*
     * Special counters, in some configurations protected by the
     * page_table_lock, in other configurations by being atomic.
     */
    struct mm_rss_stat rss_stat;

    struct linux_binfmt *binfmt;

    cpumask_var_t cpu_vm_mask_var;

    /* 处理器的特定内存管理上下文 Architecture-specific MM context */
    mm_context_t context;

    unsigned long flags; /* Must use atomic bitops to access the bits */

    struct core_state *core_state; /* coredumping support */
#ifdef CONFIG_AIO
    spinlock_t            ioctx_lock;
    struct kioctx_table __rcu    *ioctx_table;
#endif
#ifdef CONFIG_MEMCG
    /*
     * "owner" points to a task that is regarded as the canonical
     * user/owner of this mm. All of the following must be true in
     * order for it to be changed:
     *
     * current == mm->owner
     * current->mm != mm
     * new_owner->mm == mm
     * new_owner->alloc_lock is held
     */
    struct task_struct __rcu *owner;
#endif
    struct user_namespace *user_ns;

    /* store ref to file /proc/<pid>/exe symlink points to */
    struct file __rcu *exe_file;
#ifdef CONFIG_MMU_NOTIFIER
    struct mmu_notifier_mm *mmu_notifier_mm;
#endif
#if defined(CONFIG_TRANSPARENT_HUGEPAGE) && !USE_SPLIT_PMD_PTLOCKS
    pgtable_t pmd_huge_pte; /* protected by page_table_lock */
#endif
#ifdef CONFIG_CPUMASK_OFFSTACK
    struct cpumask cpumask_allocation;
#endif
#ifdef CONFIG_NUMA_BALANCING
    /*
     * numa_next_scan is the next time that the PTEs will be marked
     * pte_numa. NUMA hinting faults will gather statistics and migrate
     * pages to new nodes if necessary.
     */
    unsigned long numa_next_scan;

    /* Restart point for scanning and setting pte_numa */
    unsigned long numa_scan_offset;

    /* numa_scan_seq prevents two threads setting pte_numa */
    int numa_scan_seq;
#endif
#if defined(CONFIG_NUMA_BALANCING) || defined(CONFIG_COMPACTION)
    /*
     * An operation with batched TLB flushing is going on. Anything that
     * can move process memory needs to flush the TLB when moving a
     * PROT_NONE or PROT_NUMA mapped page.
     */
    bool tlb_flush_pending;
#endif
    struct uprobes_state uprobes_state;
#ifdef CONFIG_HUGETLB_PAGE
    atomic_long_t hugetlb_usage;
#endif
    struct work_struct async_put_work;
};
复制代码

​​​

​​​

​​​

​​​

​​​

 

​​