对不起，学会这些 Linux 知识后，我有点飘（二）

Linux 进程和线程的实现

Linux 进程

在 Linux 内核结构中，进程会被表示为 任务，通过结构体 structure 来创建。不像其他的操作系统会区分进程、轻量级进程和线程，Linux 统一使用任务结构来代表执行上下文。因此，对于每个单线程进程来说，单线程进程将用一个任务结构表示，对于多线程进程来说，将为每一个用户级线程分配一个任务结构。Linux 内核是多线程的，并且内核级线程不与任何用户级线程相关联。

对于每个进程来说，在内存中都会有一个 task_struct 进程描述符与之对应。进程描述符包含了内核管理进程所有有用的信息，包括 「调度参数、打开文件描述符等等」。进程描述符从进程创建开始就一直存在于内核堆栈中。

Linux 和 Unix 一样，都是通过 PID 来区分不同的进程，内核会将所有进程的任务结构组成为一个双向链表。PID 能够直接被映射称为进程的任务结构所在的地址，从而不需要遍历双向链表直接访问。

我们上面提到了进程描述符，这是一个非常重要的概念，我们上面还提到了进程描述符是位于内存中的，这里我们省略了一句话，那就是进程描述符是存在用户的任务结构中，当进程位于内存并开始运行时，进程描述符才会被调入内存。

进程位于内存被称为 PIM(Process In Memory) ，这是冯诺伊曼体系架构的一种体现，加载到内存中并执行的程序称为进程。简单来说，一个进程就是正在执行的程序。

进程描述符可以归为下面这几类

• 调度参数(scheduling parameters)：进程优先级、最近消耗 CPU 的时间、最近睡眠时间一起决定了下一个需要运行的进程
• 内存映像(memory image)：我们上面说到，进程映像是执行程序时所需要的可执行文件，它由数据和代码组成。
• 信号(signals)：显示哪些信号被捕获、哪些信号被执行
• 寄存器：当发生内核陷入 (trap) 时，寄存器的内容会被保存下来。
• 系统调用状态(system call state)：当前系统调用的信息，包括参数和结果
• 文件描述符表(file descriptor table)：有关文件描述符的系统被调用时，文件描述符作为索引在文件描述符表中定位相关文件的 i-node 数据结构
• 统计数据(accounting)：记录用户、进程占用系统 CPU 时间表的指针，一些操作系统还保存进程最多占用的 CPU 时间、进程拥有的最大堆栈空间、进程可以消耗的页面数等。
• 内核堆栈(kernel stack)：进程的内核部分可以使用的固定堆栈
• 其他：当前进程状态、事件等待时间、距离警报的超时时间、PID、父进程的 PID 以及用户标识符等

有了上面这些信息，现在就很容易描述在 Linux 中是如何创建这些进程的了，创建新流程实际上非常简单。「为子进程开辟一块新的用户空间的进程描述符，然后从父进程复制大量的内容。为这个子进程分配一个 PID，设置其内存映射，赋予它访问父进程文件的权限，注册并启动」。

当执行 fork 系统调用时，调用进程会陷入内核并创建一些和任务相关的数据结构，比如内核堆栈(kernel stack) 和 thread_info 结构。

这个结构中包含进程描述符，进程描述符位于固定的位置，使得 Linux 系统只需要很小的开销就可以定位到一个运行中进程的数据结构。

进程描述符的主要内容是根据父进程的描述符来填充。Linux 操作系统会寻找一个可用的 PID，并且此 PID 没有被任何进程使用，更新进程标示符使其指向一个新的数据结构即可。为了减少 hash table 的碰撞，进程描述符会形成链表。它还将 task_struct 的字段设置为指向任务数组上相应的上一个/下一个进程。

从原则上来说，为子进程开辟内存区域并为子进程分配数据段、堆栈段，并且对父进程的内容进行复制，但是实际上 fork 完成后，子进程和父进程没有共享内存，所以需要复制技术来实现同步，但是复制开销比较大，因此 Linux 操作系统使用了一种 欺骗 方式。即为子进程分配页表，然后新分配的页表指向父进程的页面，同时这些页面是只读的。当进程向这些页面进行写入的时候，会开启保护错误。内核发现写入操作后，会为进程分配一个副本，使得写入时把数据复制到这个副本上，这个副本是共享的，这种方式称为 写入时复制(copy on write)，这种方式避免了在同一块内存区域维护两个副本的必要，节省内存空间。

在子进程开始运行后，操作系统会调用 exec 系统调用，内核会进行查找验证可执行文件，把参数和环境变量复制到内核，释放旧的地址空间。

现在新的地址空间需要被创建和填充。如果系统支持映射文件，就像 Unix 系统一样，那么新的页表就会创建，表明内存中没有任何页，除非所使用的页面是堆栈页，其地址空间由磁盘上的可执行文件支持。新进程开始运行时，立刻会收到一个缺页异常(page fault)，这会使具有代码的页面加载进入内存。最后，参数和环境变量被复制到新的堆栈中，重置信号，寄存器全部清零。新的命令开始运行。

下面是一个示例，用户输出 ls，shell 会调用 fork 函数复制一个新进程，shell 进程会调用 exec 函数用可执行文件 ls 的内容覆盖它的内存。

Linux 线程

现在我们来讨论一下 Linux 中的线程，线程是轻量级的进程，想必这句话你已经听过很多次了，轻量级体现在所有的进程切换都需要清除所有的表、进程间的共享信息也比较麻烦，一般来说通过管道或者共享内存，如果是 fork 函数后的父子进程则使用共享文件，然而线程切换不需要像进程一样具有昂贵的开销，而且线程通信起来也更方便。线程分为两种：用户级线程和内核级线程

用户级线程

用户级线程避免使用内核，通常，每个线程会显示调用开关，发送信号或者执行某种切换操作来放弃 CPU，同样，计时器可以强制进行开关，用户线程的切换速度通常比内核线程快很多。在用户级别实现线程会有一个问题，即单个线程可能会垄断 CPU 时间片，导致其他线程无法执行从而 饿死。如果执行一个 I/O 操作，那么 I/O 会阻塞，其他线程也无法运行。

一种解决方案是，一些用户级的线程包解决了这个问题。可以使用时钟周期的监视器来控制第一时间时间片独占。然后，一些库通过特殊的包装来解决系统调用的 I/O 阻塞问

题，或者可以为非阻塞 I/O 编写任务。

所有能够阻塞的调用都会通过系统调用的方式来实现，当一个线程阻塞时，内核可以进行选择，是运行在同一个进程中的另一个线程（如果有就绪线程的话）还是运行一个另一个进程中的线程。

从用户空间 -> 内核空间 -> 用户空间的开销比较大，但是线程初始化的时间损耗可以忽略不计。这种实现的好处是由时钟决定线程切换时间，因此不太可能将时间片与任务中的其他线程占用时间绑定到一起。同样，I/O 阻塞也不是问题。

混合实现

结合用户空间和内核空间的优点，设计人员采用了一种内核级线程的方式，然后将用户级线程与某些或者全部内核线程多路复用起来

内核级线程

内核级线程通常使用几个进程表在内核中实现，每个任务都会对应一个进程表。在这种情况下，内核会在每个进程的时间片内调度每个线程。

在这种模型中，编程人员可以自由控制用户线程和内核线程的数量，具有很大的灵活度。采用这种方法，内核只识别内核级线程，并对其进行调度。其中一些内核级线程会被多个用户级线程多路复用。

Linux 调度

下面我们来关注一下 Linux 系统的调度算法，首先需要认识到，Linux 系统的线程是内核线程，所以 Linux 系统是基于线程的，而不是基于进程的。

为了进行调度，Linux 系统将线程分为三类

• 实时先入先出
• 实时轮询
• 分时

实时先入先出线程具有最高优先级，它不会被其他线程所抢占，除非那是一个刚刚准备好的，拥有更高优先级的线程进入。实时轮转线程与实时先入先出线程基本相同，只是每个实时轮转线程都有一个时间量，时间到了之后就可以被抢占。如果多个实时线程准备完毕，那么每个线程运行它时间量所规定的时间，然后插入到实时轮转线程末尾。

注意这个实时只是相对的，无法做到绝对的实时，因为线程的运行时间无法确定。它们相对分时系统来说，更加具有实时性

Linux 系统会给每个线程分配一个 nice 值，这个值代表了优先级的概念。nice 值默认值是 0 ，但是可以通过系统调用 nice 值来修改。修改值的范围从 -20 - +19。nice 值决定了线程的静态优先级。一般系统管理员的 nice 值会比一般线程的优先级高，它的范围是 -20 - -1。

下面我们更详细的讨论一下 Linux 系统的两个调度算法，它们的内部与调度队列(runqueue) 的设计很相似。运行队列有一个数据结构用来监视系统中所有可运行的任务并选择下一个可以运行的任务。每个运行队列和系统中的每个 CPU 有关。

Linux O(1) 调度器是历史上很流行的一个调度器。这个名字的由来是因为它能够在常数时间内执行任务调度。在 O(1) 调度器里，调度队列被组织成两个数组，一个是任务「正在活动」的数组，一个是任务「过期失效」的数组。如下图所示，每个数组都包含了 140 个链表头，每个链表头具有不同的优先级。

大致流程如下：

调度器从正在活动数组中选择一个优先级最高的任务。如果这个任务的时间片过期失效了，就把它移动到过期失效数组中。如果这个任务阻塞了，比如说正在等待 I/O 事件，那么在它的时间片过期失效之前，一旦 I/O 操作完成，那么这个任务将会继续运行，它将被放回到之前正在活动的数组中，因为这个任务之前已经消耗一部分 CPU 时间片，所以它将运行剩下的时间片。当这个任务运行完它的时间片后，它就会被放到过期失效数组中。一旦正在活动的任务数组中没有其他任务后，调度器将会交换指针，使得正在活动的数组变为过期失效数组，过期失效数组变为正在活动的数组。使用这种方式可以保证每个优先级的任务都能够得到执行，不会导致线程饥饿。

在这种调度方式中，不同优先级的任务所得到 CPU 分配的时间片也是不同的，高优先级进程往往能得到较长的时间片，低优先级的任务得到较少的时间片。

这种方式为了保证能够更好的提供服务，通常会为 交互式进程 赋予较高的优先级，交互式进程就是用户进程。

Linux 系统不知道一个任务究竟是 I/O 密集型的还是 CPU 密集型的，它只是依赖于交互式的方式，Linux 系统会区分是静态优先级 还是 动态优先级。动态优先级是采用一种奖励机制来实现的。奖励机制有两种方式：「奖励交互式线程、惩罚占用 CPU 的线程」。在 Linux O(1) 调度器中，最高的优先级奖励是 -5，注意这个优先级越低越容易被线程调度器接受，所以最高惩罚的优先级是 +5。具体体现就是操作系统维护一个名为 sleep_avg 的变量，任务唤醒会增加 sleep_avg 变量的值，当任务被抢占或者时间量过期会减少这个变量的值，反映在奖励机制上。

O(1) 调度算法是 2.6 内核版本的调度器，最初引入这个调度算法的是不稳定的 2.5 版本。早期的调度算法在多处理器环境中说明了通过访问正在活动数组就可以做出调度的决定。使调度可以在固定的时间 O(1) 完成。

O(1) 调度器使用了一种 启发式 的方式，这是什么意思？

在计算机科学中，启发式是一种当传统方式解决问题很慢时用来快速解决问题的方式，或者找到一个在传统方法无法找到任何精确解的情况下找到近似解。

O(1) 使用启发式的这种方式，会使任务的优先级变得复杂并且不完善，从而导致在处理交互任务时性能很糟糕。

为了改进这个缺点，O(1) 调度器的开发者又提出了一个新的方案，即 公平调度器(Completely Fair Scheduler, CFS)。CFS 的主要思想是使用一颗红黑树作为调度队列。

CFS 会根据任务在 CPU 上的运行时间长短而将其有序地排列在树中，时间精确到纳秒级。下面是 CFS 的构造模型

CFS 的调度过程如下：

CFS 算法总是优先调度哪些使用 CPU 时间最少的任务。最小的任务一般都是在最左边的位置。当有一个新的任务需要运行时，CFS 会把这个任务和最左边的数值进行对比，如果此任务具有最小时间值，那么它将进行运行，否则它会进行比较，找到合适的位置进行插入。然后 CPU 运行红黑树上当前比较的最左边的任务。

在红黑树中选择一个节点来运行的时间可以是常数时间，但是插入一个任务的时间是 O(loog(N))，其中 N 是系统中的任务数。考虑到当前系统的负载水平，这是可以接受的。

调度器只需要考虑可运行的任务即可。这些任务被放在适当的调度队列中。不可运行的任务和正在等待的各种 I/O 操作或内核事件的任务被放入一个等待队列中。等待队列头包含一个指向任务链表的指针和一个自旋锁。自旋锁对于并发处理场景下用处很大。

Linux 系统中的同步

下面来聊一下 Linux 中的同步机制。早期的 Linux 内核只有一个 大内核锁(Big Kernel Lock,BKL) 。它阻止了不同处理器并发处理的能力。因此，需要引入一些粒度更细的锁机制。

Linux 提供了若干不同类型的同步变量，这些变量既能够在内核中使用，也能够在用户应用程序中使用。在地层中，Linux 通过使用 atomic_set 和 atomic_read 这样的操作为硬件支持的原子指令提供封装。硬件提供内存重排序，这是 Linux 屏障的机制。

具有高级别的同步像是自旋锁的描述是这样的，当两个进程同时对资源进行访问，在一个进程获得资源后，另一个进程不想被阻塞，所以它就会自旋，等待一会儿再对资源进行访问。Linux 也提供互斥量或信号量这样的机制，也支持像是 mutex_tryLock 和 mutex_tryWait 这样的非阻塞调用。也支持中断处理事务，也可以通过动态禁用和启用相应的中断来实现。

Linux 启动

下面来聊一聊 Linux 是如何启动的。

当计算机电源通电后，BIOS会进行开机自检(Power-On-Self-Test, POST)，对硬件进行检测和初始化。因为操作系统的启动会使用到磁盘、屏幕、键盘、鼠标等设备。下一步，磁盘中的第一个分区，也被称为 MBR(Master Boot Record) 主引导记录，被读入到一个固定的内存区域并执行。这个分区中有一个非常小的，只有 512 字节的程序。程序从磁盘中调入 boot 独立程序，boot 程序将自身复制到高位地址的内存从而为操作系统释放低位地址的内存。

复制完成后，boot 程序读取启动设备的根目录。boot 程序要理解文件系统和目录格式。然后 boot 程序被调入内核，把控制权移交给内核。直到这里，boot 完成了它的工作。系统内核开始运行。

内核启动代码是使用汇编语言完成的，主要包括创建内核堆栈、识别 CPU 类型、计算内存、禁用中断、启动内存管理单元等，然后调用 C 语言的 main 函数执行操作系统部分。

这部分也会做很多事情，首先会分配一个消息缓冲区来存放调试出现的问题，调试信息会写入缓冲区。如果调试出现错误，这些信息可以通过诊断程序调出来。

然后操作系统会进行自动配置，检测设备，加载配置文件，被检测设备如果做出响应，就会被添加到已链接的设备表中，如果没有相应，就归为未连接直接忽略。

配置完所有硬件后，接下来要做的就是仔细手工处理进程0，设置其堆栈，然后运行它，执行初始化、配置时钟、挂载文件系统。创建 init 进程(进程 1 ) 和 守护进程(进程 2)。

init 进程会检测它的标志以确定它是否为单用户还是多用户服务。在前一种情况中，它会调用 fork 函数创建一个 shell 进程，并且等待这个进程结束。后一种情况调用 fork 函数创建一个运行系统初始化的 shell 脚本（即 /etc/rc）的进程，这个进程可以进行文件系统一致性检测、挂载文件系统、开启守护进程等。

然后 /etc/rc 这个进程会从 /etc/ttys 中读取数据，/etc/ttys 列出了所有的终端和属性。对于每一个启用的终端，这个进程调用 fork 函数创建一个自身的副本，进行内部处理并运行一个名为 getty 的程序。

getty 程序会在终端上输入

login:

等待用户输入用户名，在输入用户名后，getty 程序结束，登陆程序 /bin/login 开始运行。login 程序需要输入密码，并与保存在 /etc/passwd 中的密码进行对比，如果输入正确，login 程序以用户 shell 程序替换自身，等待第一个命令。如果不正确，login 程序要求输入另一个用户名。

整个系统启动过程如下

Linux 内存管理

Linux 内存管理模型非常直接明了，因为 Linux 的这种机制使其具有可移植性并且能够在内存管理单元相差不大的机器下实现 Linux，下面我们就来认识一下 Linux 内存管理是如何实现的。

基本概念

每个 Linux 进程都会有地址空间，这些地址空间由三个段区域组成：「text 段、data 段、stack 段」。下面是进程地址空间的示例。

数据段(data segment) 包含了程序的变量、字符串、数组和其他数据的存储。数据段分为两部分，已经初始化的数据和尚未初始化的数据。其中尚未初始化的数据就是我们说的 BSS。数据段部分的初始化需要编译就期确定的常量以及程序启动就需要一个初始值的变量。所有 BSS 部分中的变量在加载后被初始化为 0 。

和 代码段(Text segment) 不一样，data segment 数据段可以改变。程序总是修改它的变量。而且，许多程序需要在执行时动态分配空间。Linux 允许数据段随着内存的分配和回收从而增大或者减小。为了分配内存，程序可以增加数据段的大小。在 C 语言中有一套标准库 malloc 经常用于分配内存。进程地址空间描述符包含动态分配的内存区域称为 堆(heap)。

第三部分段是 栈段(stack segment)。在大部分机器上，栈段会在虚拟内存地址顶部地址位置处，并向低位置处（向地址空间为 0 处）拓展。举个例子来说，在 32 位 x86 架构的机器上，栈开始于 0xC0000000，这是用户模式下进程允许可见的 3GB 虚拟地址限制。如果栈一直增大到超过栈段后，就会发生硬件故障并把页面下降一个页面。

当程序启动时，栈区域并不是空的，相反，它会包含所有的 shell 环境变量以及为了调用它而向 shell 输入的命令行。举个例子，当你输入

cp cxuan lx

时，cp 程序会运行并在栈中带着字符串 cp cxuan lx ，这样就能够找出源文件和目标文件的名称。

当两个用户运行在相同程序中，例如编辑器(editor)，那么就会在内存中保持编辑器程序代码的两个副本，但是这种方式并不高效。Linux 系统支持共享文本段作为替代。下面图中我们会看到 A 和 B 两个进程，它们有着相同的文本区域。

数据段和栈段只有在 fork 之后才会共享，共享也是共享未修改过的页面。如果任何一个都需要变大但是没有相邻空间容纳的话，也不会有问题，因为相邻的虚拟页面不必映射到相邻的物理页面上。

除了动态分配更多的内存，Linux 中的进程可以通过内存映射文件来访问文件数据。这个特性可以使我们把一个文件映射到进程空间的一部分而该文件就可以像位于内存中的字节数组一样被读写。把一个文件映射进来使得随机读写比使用 read 和 write 之类的 I/O 系统调用要容易得多。共享库的访问就是使用了这种机制。如下所示

我们可以看到两个相同文件会被映射到相同的物理地址上，但是它们属于不同的地址空间。

映射文件的优点是，两个或多个进程可以同时映射到同一文件中，任意一个进程对文件的写操作对其他文件可见。通过使用映射临时文件的方式，可以为多线程共享内存提供高带宽，临时文件在进程退出后消失。但是实际上，并没有两个相同的地址空间，因为每个进程维护的打开文件和信号不同。

Linux 内存管理系统调用

下面我们探讨一下关于内存管理的系统调用方式。事实上，POSIX 并没有给内存管理指定任何的系统调用。然而，Linux 却有自己的内存系统调用，主要系统调用如下

如果遇到错误，那么 s 的返回值是 -1，a 和 addr 是内存地址，len 表示的是长度，prot 表示的是控制保护位，flags 是其他标志位，fd 是文件描述符，offset 是文件偏移量。

brk 通过给出超过数据段之外的第一个字节地址来指定数据段的大小。如果新的值要比原来的大，那么数据区会变得越来越大，反之会越来越小。

mmap 和 unmap 系统调用会控制映射文件。mmp 的第一个参数 addr 决定了文件映射的地址。它必须是页面大小的倍数。如果参数是 0，系统会分配地址并返回 a。第二个参数是长度，它告诉了需要映射多少字节。它也是页面大小的倍数。prot 决定了映射文件的保护位，保护位可以标记为 「可读、可写、可执行或者这些的结合」。第四个参数 flags 能够控制文件是私有的还是可读的以及 addr 是必须的还是只是进行提示。第五个参数 fd 是要映射的文件描述符。只有打开的文件是可以被映射的，因此如果想要进行文件映射，必须打开文件；最后一个参数 offset 会指示文件从什么时候开始，并不一定每次都要从零开始。

Linux 内存管理实现

内存管理系统是操作系统最重要的部分之一。从计算机早期开始，我们实际使用的内存都要比系统中实际存在的内存多。内存分配策略克服了这一限制，并且其中最有名的就是 虚拟内存(virtual memory)。通过在多个竞争的进程之间共享虚拟内存，虚拟内存得以让系统有更多的内存。虚拟内存子系统主要包括下面这些概念。

「大地址空间」

操作系统使系统使用起来好像比实际的物理内存要大很多，那是因为虚拟内存要比物理内存大很多倍。

「保护」

系统中的每个进程都会有自己的虚拟地址空间。这些虚拟地址空间彼此完全分开，因此运行一个应用程序的进程不会影响另一个。并且，硬件虚拟内存机制允许内存保护关键内存区域。

「内存映射」

内存映射用来向进程地址空间映射图像和数据文件。在内存映射中，文件的内容直接映射到进程的虚拟空间中。

「公平的物理内存分配」

内存管理子系统允许系统中的每个正在运行的进程公平分配系统的物理内存。

「共享虚拟内存」

尽管虚拟内存让进程有自己的内存空间，但是有的时候你是需要共享内存的。例如几个进程同时在 shell 中运行，这会涉及到 IPC 的进程间通信问题，这个时候你需要的是共享内存来进行信息传递而不是通过拷贝每个进程的副本独立运行。

下面我们就正式探讨一下什么是 虚拟内存

虚拟内存的抽象模型

在考虑 Linux 用于支持虚拟内存的方法之前，考虑一个不会被太多细节困扰的抽象模型是很有用的。

处理器在执行指令时，会从内存中读取指令并将其解码(decode)，在指令解码时会获取某个位置的内容并将他存到内存中。然后处理器继续执行下一条指令。这样，处理器总是在访问存储器以获取指令和存储数据。

在虚拟内存系统中，所有的地址空间都是虚拟的而不是物理的。但是实际存储和提取指令的是物理地址，所以需要让处理器根据操作系统维护的一张表将虚拟地址转换为物理地址。

为了简单的完成转换，虚拟地址和物理地址会被分为固定大小的块，称为 页(page)。这些页有相同大小，如果页面大小不一样的话，那么操作系统将很难管理。Alpha AXP系统上的 Linux 使用 8 KB 页面，而 Intel x86 系统上的 Linux 使用 4 KB 页面。每个页面都有一个唯一的编号，即页面框架号（PFN）。

上面就是 Linux 内存映射模型了，在这个页模型中，虚拟地址由两部分组成：「偏移量和虚拟页框号」。每次处理器遇到虚拟地址时都会提取偏移量和虚拟页框号。处理器必须将虚拟页框号转换为物理页号，然后以正确的偏移量的位置访问物理页。

上图中展示了两个进程 A 和 B 的虚拟地址空间，每个进程都有自己的页表。这些页表将进程中的虚拟页映射到内存中的物理页中。页表中每一项均包含

• 有效标志(valid flag)：表明此页表条目是否有效
• 该条目描述的物理页框号
• 访问控制信息，页面使用方式，是否可写以及是否可以执行代码
• 
  

要将处理器的虚拟地址映射为内存的物理地址，首先需要计算虚拟地址的页框号和偏移量。页面大小为 2 的次幂，可以通过移位完成操作。

如果当前进程尝试访问虚拟地址，但是访问不到的话，这种情况称为 缺页异常，此时虚拟操作系统的错误地址和页面错误的原因将通知操作系统。

通过以这种方式将虚拟地址映射到物理地址，虚拟内存可以以任何顺序映射到系统的物理页面。

按需分页

由于物理内存要比虚拟内存少很多，因此操作系统需要注意尽量避免直接使用低效的物理内存。节省物理内存的一种方式是仅加载执行程序当前使用的页面（这何尝不是一种懒加载的思想呢？）。例如，可以运行数据库来查询数据库，在这种情况下，不是所有的数据都装入内存，只装载需要检查的数据。这种仅仅在需要时才将虚拟页面加载进内中的技术称为按需分页。

交换

如果某个进程需要将虚拟页面传入内存，但是此时没有可用的物理页面，那么操作系统必须丢弃物理内存中的另一个页面来为该页面腾出空间。

如果页面已经修改过，那么操作系统必须保留该页面的内容，以便以后可以访问它。这种类型的页面被称为脏页，当将其从内存中移除时，它会保存在称为交换文件的特殊文件中。相对于处理器和物理内存的速度，对交换文件的访问非常慢，并且操作系统需要兼顾将页面写到磁盘的以及将它们保留在内存中以便再次使用。

Linux 使用最近最少使用(LRU)页面老化技术来公平的选择可能会从系统中删除的页面，这个方案涉及系统中的每个页面，页面的年龄随着访问次数的变化而变化，如果某个页面访问次数多，那么该页就表示越 年轻，如果某个呃页面访问次数太少，那么该页越容易被换出。

物理和虚拟寻址模式

大多数多功能处理器都支持 物理地址模式和虚拟地址模式的概念。物理寻址模式不需要页表，并且处理器不会在此模式下尝试执行任何地址转换。Linux 内核被链接在物理地址空间中运行。

Alpha AXP 处理器没有物理寻址模式。相反，它将内存空间划分为几个区域，并将其中两个指定为物理映射的地址。此内核地址空间称为 KSEG 地址空间，它包含从 0xfffffc0000000000 向上的所有地址。为了从 KSEG 中链接的代码（按照定义，内核代码）执行或访问其中的数据，该代码必须在内核模式下执行。链接到 Alpha 上的 Linux内核以从地址 0xfffffc0000310000 执行。

访问控制

页面表的每一项还包含访问控制信息，访问控制信息主要检查进程是否应该访问内存。

必要时需要对内存进行访问限制。例如包含可执行代码的内存，自然是只读内存；操作系统不应允许进程通过其可执行代码写入数据。相比之下，包含数据的页面可以被写入，但是尝试执行该内存的指令将失败。大多数处理器至少具有两种执行模式：内核态和用户态。你不希望访问用户执行内核代码或内核数据结构，除非处理器以内核模式运行。

访问控制信息被保存在上面的 Page Table Entry ，页表项中，上面这幅图是 Alpha AXP的 PTE。位字段具有以下含义

• V

表示 valid ，是否有效位

• FOR

读取时故障，在尝试读取此页面时出现故障

• FOW

写入时错误，在尝试写入时发生错误

• FOE

执行时发生错误，在尝试执行此页面中的指令时，处理器都会报告页面错误并将控制权传递给操作系统，

• ASM

地址空间匹配，当操作系统希望清除转换缓冲区中的某些条目时，将使用此选项。

• GH

当在使用单个转换缓冲区条目而不是多个转换缓冲区条目映射整个块时使用的提示。

• KRE

内核模式运行下的代码可以读取页面

• URE

用户模式下的代码可以读取页面

• KWE

以内核模式运行的代码可以写入页面

• UWE

以用户模式运行的代码可以写入页面

• 页框号

对于设置了 V 位的 PTE，此字段包含此 PTE 的物理页面帧号（页面帧号）。对于无效的 PTE，如果此字段不为零，则包含有关页面在交换文件中的位置的信息。

除此之外，Linux 还使用了两个位

• _PAGE_DIRTY

如果已设置，则需要将页面写出到交换文件中

• _PAGE_ACCESSED

Linux 用来将页面标记为已访问。

缓存

上面的虚拟内存抽象模型可以用来实施，但是效率不会太高。操作系统和处理器设计人员都尝试提高性能。但是除了提高处理器，内存等的速度之外，最好的方法就是维护有用信息和数据的高速缓存，从而使某些操作更快。在 Linux 中，使用很多和内存管理有关的缓冲区，使用缓冲区来提高效率。

缓冲区缓存

缓冲区高速缓存包含块设备驱动程序使用的数据缓冲区。

还记得什么是块设备么？这里回顾下

块设备是一个能存储固定大小块信息的设备，它支持「以固定大小的块，扇区或群集读取和（可选）写入数据」。每个块都有自己的物理地址。通常块的大小在 512 - 65536 之间。所有传输的信息都会以连续的块为单位。块设备的基本特征是每个块都较为对立，能够独立的进行读写。常见的块设备有 「硬盘、蓝光光盘、USB 盘」与字符设备相比，块设备通常需要较少的引脚。

缓冲区高速缓存通过设备标识符和块编号用于快速查找数据块。如果可以在缓冲区高速缓存中找到数据，则无需从物理块设备中读取数据，这种访问方式要快得多。

页缓存

页缓存用于加快对磁盘上图像和数据的访问

它用于一次一页地缓存文件中的内容，并且可以通过文件和文件中的偏移量进行访问。当页面从磁盘读入内存时，它们被缓存在页面缓存中。

交换区缓存

仅仅已修改（脏页）被保存在交换文件中

只要这些页面在写入交换文件后没有修改，则下次交换该页面时，无需将其写入交换文件，因为该页面已在交换文件中。可以直接丢弃。在大量交换的系统中，这节省了许多不必要的和昂贵的磁盘操作。

硬件缓存

处理器中通常使用一种硬件缓存。页表条目的缓存。在这种情况下，处理器并不总是直接读取页表，而是根据需要缓存页的翻译。这些是转换后备缓冲区 也被称为 TLB，包含来自系统中一个或多个进程的页表项的缓存副本。

引用虚拟地址后，处理器将尝试查找匹配的 TLB 条目。如果找到，则可以将虚拟地址直接转换为物理地址，并对数据执行正确的操作。如果处理器找不到匹配的 TLB 条目， 它通过向操作系统发信号通知已发生 TLB 丢失获得操作系统的支持和帮助。系统特定的机制用于将该异常传递给可以修复问题的操作系统代码。操作系统为地址映射生成一个新的 TLB 条目。清除异常后，处理器将再次尝试转换虚拟地址。这次能够执行成功。

使用缓存也存在缺点，为了节省精力，Linux 必须使用更多的时间和空间来维护这些缓存，并且如果缓存损坏，系统将会崩溃。

Linux 页表

Linux 假定页表分为三个级别。访问的每个页表都包含下一级页表

图中的 PDG 表示全局页表，当创建一个新的进程时，都要为新进程创建一个新的页面目录，即 PGD。

要将虚拟地址转换为物理地址，处理器必须获取每个级别字段的内容，将其转换为包含页表的物理页的偏移量，并读取下一级页表的页框号。这样重复三次，直到找到包含虚拟地址的物理页面的页框号为止。

Linux 运行的每个平台都必须提供翻译宏，这些宏允许内核遍历特定进程的页表。这样，内核无需知道页表条目的格式或它们的排列方式。

页分配和取消分配

对系统中物理页面有很多需求。例如，当图像加载到内存中时，操作系统需要分配页面。

系统中所有物理页面均由 mem_map 数据结构描述，这个数据结构是 mem_map_t 的列表。它包括一些重要的属性

• count ：这是页面的用户数计数，当页面在多个进程之间共享时，计数大于 1
• age：这是描述页面的年龄，用于确定页面是否适合丢弃或交换
• map_nr ：这是此mem_map_t描述的物理页框号。

页面分配代码使用 free_area向量查找和释放页面，free_area 的每个元素都包含有关页面块的信息。

页面分配

Linux 的页面分配使用一种著名的伙伴算法来进行页面的分配和取消分配。页面以 2 的幂为单位进行块分配。这就意味着它可以分配 1页、2 页、4页等等，只要系统中有足够可用的页面来满足需求就可以。判断的标准是「nr_free_pages> min_free_pages」，如果满足，就会在 free_area 中搜索所需大小的页面块完成分配。free_area 的每个元素都有该大小的块的已分配页面和空闲页面块的映射。

分配算法会搜索请求大小的页面块。如果没有任何请求大小的页面块可用的话，会搜寻一个是请求大小二倍的页面块，然后重复，直到一直搜寻完 free_area 找到一个页面块为止。如果找到的页面块要比请求的页面块大，就会对找到的页面块进行细分，直到找到合适的大小块为止。

因为每个块都是 2 的次幂，所以拆分过程很容易，因为你只需将块分成两半即可。空闲块在适当的队列中排队，分配的页面块返回给调用者。

如果请求一个 2 个页的块，则 4 页的第一个块（从第 4 页的框架开始）将被分成两个 2 页的块。第一个页面（从第 4 页的帧开始）将作为分配的页面返回给调用方，第二个块（从第 6 页的页面开始）将作为 2 页的空闲块排队到 free_area 数组的元素 1 上。

页面取消分配

上面的这种内存方式最造成一种后果，那就是内存的碎片化，会将较大的空闲页面分成较小的页面。页面解除分配代码会尽可能将页面重新组合成为更大的空闲块。每释放一个页面，都会检查相同大小的相邻的块，以查看是否空闲。如果是，则将其与新释放的页面块组合以形成下一个页面大小块的新的自由页面块。每次将两个页面块重新组合为更大的空闲页面块时，页面释放代码就会尝试将该页面块重新组合为更大的空闲页面。通过这种方式，可用页面的块将尽可能多地使用内存。

例如上图，如果要释放第 1 页的页面，则将其与已经空闲的第 0 页页面框架组合在一起，并作为大小为 2页的空闲块排队到 free_area 的元素 1 中