Linux内核机制——内存管理
Linux与RTOS的一大区别在于是否具备虚拟内存地址到物理地址映射转换的能力。这个能力依赖于CPU硬件架构设计中的MMU（内存管理单元）。MMU会自动将进程申请访问的虚拟地址转换为实际的物理内存地址，并检查访问权限。下面将宏观介绍一下Linux内存管理大体涉及的机制。
1、虚拟内存申请
MMU是进行虚拟地址到物理地址的转换，那么在此之前就需要了解Linux的用户态和内核态分别是依靠什么进行虚拟内存管理的分配的。
Linux的内存管理可以分为用户态和内核态两方面来介绍。 用户态的内存申请接口使用malloc，其底层使用brk或者mmap系统调用（根据申请内存大小的不同，有所 区别。小内存使用brk，大内存使用mmap）。
| 对比项 | brk | mmap |
|---|---|---|
| 功能 | 扩展进程的堆（Heap）空间，通过调整 break 指针（堆的结束地址）来分配内存。 | 在进程虚拟地址空间中创建新的内存映射区域，可映射文件、设备或分配匿名内存。 |
| 操作对象 | 堆空间（属于进程数据段的一部分）。 | 任意空闲的虚拟地址区域（通常在堆和栈之间，或指定地址范围）。 |
| 内存区域类型 | 连续的堆内存，地址空间在逻辑上是堆的延伸。 | 可分配单个或多个不连续的内存区域，每个区域通过独立的映射描述符管理。 |
| 分配方式 | 线性扩展堆空间，break 指针向高地址移动，分配的内存属于堆的一部分。 | 在虚拟地址空间中查找空闲区域，通过映射（文件 / 匿名）创建新的内存区域，地址可指定或由系统选择。 |
| 释放方式 | 只能通过降低 break 指针释放内存，且释放的内存必须是堆顶的连续区域（无法释放中间块），可能导致内存碎片。 | 使用 munmap 释放任意已映射的区域，可独立释放多个不连续的内存块，无碎片问题。 |
| 内存映射类型 | 无文件映射，仅用于匿名内存分配（堆内存）。 | 支持 文件映射（如 open 打开的文件）或 匿名映射（MAP_ANONYMOUS 标志）。 |
| 物理内存分配 | 与 mmap 相同，均为 延迟分配：虚拟内存分配后，物理内存仅在第一次访问时通过缺页中断分配。 | 同上。 |
| 适用场景 | - 小内存分配（通常小于 1MB） - 频繁分配 / 释放小块内存（如堆上的动态数据） | - 大内存分配（通常大于 1MB） - 文件映射（如动态链接库、内存映射文件） - 共享内存（ MAP_SHARED）- 栈扩展、设备映射等 |
| 碎片问题 | 容易产生 内部碎片（堆空间释放不连续时，中间空闲块无法利用）。 | 无碎片问题，每个映射区域独立管理，释放后地址空间可被其他映射复用。 |
| 分配粒度 | 依赖系统实现，通常以 字节 为单位，但实际受限于页大小（如 4KB），不足一页时按页分配。 | 必须按 页大小（PAGE_SIZE）对齐，分配的最小单位为一个页（4KB、8KB 等，取决于架构）。 |
| 系统调用参数 | brk(const void *addr)：通过指定 break 指针目标地址来扩展 / 收缩堆。 | mmap(void *addr, size_t length, int prot, int flags, int fd, off_t offset)：需指定映射大小、权限、标志、文件描述符（可选）、偏移量等。 |
| 返回值 | 成功时返回新的 break 地址，失败返回 -1。 | 成功时返回映射区域的起始虚拟地址，失败返回 MAP_FAILED（(void *)-1）。 |
| 典型使用 | malloc 底层对小内存分配的实现（通过 brk 扩展堆）。 | malloc 底层对大内存分配的实现（通过 mmap 分配匿名内存）、shmget（共享内存）、动态链接库加载（dlopen）等。 |
| 内核实现复杂度 | 简单，仅需维护 break 指针和堆空间状态。 | 复杂，需管理虚拟内存区域（vm_area_struct）、页表映射、文件锁（若映射文件）等。 |
| 内存访问局部性 | 堆内存通常集中在低地址，局部性较好（适合小数据频繁访问）。 | 映射区域位置灵活，可能分布在高地址（如匿名映射）或跨地址空间，局部性取决于具体场景。 |
而内核态的内存申请使用vmalloc或kmalloc，内核对象（小内存申请）申请使用kmalloc或者专门的对象创建函数，其底层调用的slab分配器。 （slab分配器就是从伙伴系统申请页之后，进一步根据不同的对象进行细粒度的内存分配。）slab会为每个不同大小的内核对象设置不同的页进行分配。 抽象示意图如下：
┌───────────────┐│ 内核空间 │├───────────────┤│ 伙伴系统 │ （分配整页内存）├───────────────┤│ Slab 分配器 │├────┬───────────┤│ │ │┌───▼───┐ ┌───▼───┐ ┌───▼───┐│ Cache A │ │ Cache B │ │ Cache C │ （每个缓存对应一种对象类型）├────┬────┤ ├────┬────┤ ├────┬────┤│ Slab │ │ Slab │ │ Slab │├────┼────┤ ├────┼────┤ ├────┼────┤│ 对象1 │ │ 对象1 │ │ 对象1 │ （每个 slab 包含多个同类型对象）│ 对象2 │ │ 对象2 │ │ 对象3 ││ ... │ │ ... │ │ ... │└────┴────┘ └────┴────┘ └────┴────┘▲│ （空闲对象通过链表管理，分配/释放直接操作链表）┌───────────┼───────────┐│ 分配：从空闲链表取对象 ││ 释放：将对象放回链表 │└───────────────────────┘而vmalloc适用于大内存分配，其底层依靠伙伴系统进行物理内存页的分配。 kmalloc和vmalloc的区别在于， vmalloc是虚拟内存连续，但是物理内存不连续。 而kmalloc是物理内存和虚拟内存都连续。 因此对于一些硬件的内存申请，比如DMA等，就需要连续的物理内存空间使用kmalloc进行分配。 而对于一些内核模块加载等大内存需要的场景使用vmalloc。
| 对比项 | kmalloc | vmalloc |
|---|---|---|
| 分配的内存连续性 | 物理地址和虚拟地址都是连续的 | 虚拟地址连续，但物理地址不连续 |
| 适用场景 | 适用于分配较小的、需要物理连续内存的场景，例如 DMA 操作、内核数据结构等。 | 适用于分配较大的内存块，对物理内存连续性要求不高的情况，如临时缓冲区。 |
| 分配大小限制 | 通常用于分配小于一页（一般为 4KB 或 8KB）到几页大小的内存。分配大内存时效率较低且可能失败。 | 可以分配比kmalloc大得多的内存，理论上可分配接近系统可用内存总量的大小。 |
| 性能 | 速度快，因为物理地址连续，内存访问效率高，且分配和释放操作简单。 | 性能相对较低，由于物理地址不连续，需要通过页表映射来访问，会增加额外的开销。 |
| 分配和释放函数 | 使用kmalloc分配，kfree释放。 | 使用vmalloc分配，vfree释放。 |
| 分配失败处理 | 分配失败时通常返回NULL，调用者需要检查返回值并进行相应处理。 | 同样，分配失败返回NULL，调用者要检查并处理错误情况。 |
| 分配上下文 | 可在进程上下文和中断上下文中使用，但在中断上下文中使用时需要使用GFP_ATOMIC标志以避免睡眠。 | 一般在进程上下文中使用，因为分配过程可能会睡眠。 |
| 内存管理机制 | 基于 slab 分配器或伙伴系统，slab 分配器负责管理小内存块，伙伴系统管理大内存块。 | 基于页表机制，通过修改页表来建立虚拟地址到物理地址的映射。 |
2、虚拟地址到物理地址的转换
以上分配机制（各种malloc）都处理的虚拟内存空间。 在linux中是依靠MMU实现了虚拟地址到物理地址空间的转换，以及访问权限的检查（用户态和内核态实现的基础）。用户态程序如果想要访问内核态的数据则只能通过系统调用，否则权限检查不通过，直接抛出page_fault。
在用户空间中（低3GB空间），进程通过malloc申请到虚拟内存后，此时并不会立刻调用伙伴系统分配具体的物理页， 而是在等到进程实际对虚拟内存进行访问之后， MMU检查到此虚拟地址没有对应的物理地址，此时抛出缺页异常， 由内核处理该异常，使用伙伴系统分配对应大小的物理内存，并更新页表项建立映射。
2.1、页表结构
在32位的cpu中（32位地址总线），一般使用二级页表，即页目录和页表来存储整个页表项的映射关系。因为一级页表每个进程需要完整开辟4MB的空间，这个空间消耗是不可接收的。 而二级页表只用存储对应页表和页目录，还未分配的页表不用开辟物理空间，从而大大节约了物理内存。 其中如果通过申请的虚拟地址得到对应的页目录索引和页表项？ 在32位cpu架构中，前10位用来存储页目录的索引， 中间10位用来存储页表项的索引，最后12位用来存储基于这一页的偏移地址，从而根据对应的物理页帧和其中的偏移地址得到真实数据。
| 部分 | 位数范围（从高位到低位） | 位数 | 名称 | 功能描述 |
|---|---|---|---|---|
| 页目录索引 | 31 位～22 位（最高 10 位） | 10 位 | Page Directory Index | 用于定位 页目录表（Page Directory Table） 中的条目，每个条目指向一个页表的基址。 |
| 页表项索引 | 21 位～12 位（中间 10 位） | 10 位 | Page Table Index | 在页目录项指向的页表中，定位 页表项（Page Table Entry），每个条目指向一个物理页的基址（帧号）。 |
| 页内偏移 | 11 位～0 位（最低 12 位） | 12 位 | Page Offset | 在物理页内的字节偏移量（页大小为 \(2^{12} = 4KB\)），与物理页基址组合得到最终物理地址。 |
2.2、页表交换机制
在虚拟地址到物理地址转换的过程中，除了未分配物理页的pagefault，还有一种情况是该物理页被移出物理内存了，被移到了磁盘上。 这种情况主要是因为所有进程是共享一个物理内存的，因此会造成物理页帧不够存放的情况。此时就需要通过一些策略（比如LRU，最久未使用）把一些页帧swap（交换）出去，从而给需要使用的物理页帧腾出空间。
在MMU中，还设计有一个机制加快虚拟页到物理页的转换，就是TLB结构。这个结构缓存了最近使用的虚拟页到物理页的转换条目， 在访问虚拟地址时，虚拟地址进MMU后先和TLB中的转换项进行比较，如果命中那么直接返回物理地址。（缓存就会带来数据一致性的问题，要注意对应的解决方案）
┌───────────┐│ CPU │└─────┬─────┘│ 发送虚拟地址▼┌───────────┐│ MMU │├─────┬─────┤│ │ ││ ┌───▼───┐ ││ │ TLB │ ││ └───┬───┘ ││ │ ││ ┌──▼──┐ ││ │页表 │ ││ └──┬──┘ ││ │ │└─────┴─────┘│ 返回物理地址▼┌───────────┐│ 内存 │3、伙伴系统介绍
伙伴系统是物理内存的页分配管理算法。其机制是将物理内存管理成2的n次方。并由free_page[x]把空闲页链接起来。 x就标识当前空闲内存块中有2的x次方个页。在得到页申请的时候会选择一个合适大小的内存块分配出去。 如果当前没有对应大小的内存块， 则找更大的内存块，然后不断除2进行内存块拆分，就是伙伴的分离。 直到分离到所需大小的内存块为止。 当合并的时候会根据有无伙伴进行内存块合并。 比如2^x和2^x大小的内存块就会合并成2^(2x)大小的内存块。
| 项目 | 详情 |
|---|---|
| 基本原理 | 将物理内存按 2 的 n 次方大小的页块进行管理，通过free_page[x]链表管理空闲页块，其中 x 表示空闲内存块包含 \(2^x\) 个页。 |
| 分配流程 | 1. 收到页申请时，查找free_page[x]链表（x 满足 \(2^x\) 为所需内存块大小），若有合适大小的空闲内存块，直接分配。 2. 若当前没有对应大小的内存块，则查找更大的内存块，对其进行拆分（伙伴分离）。不断将大内存块拆分为两个 \(2^{x - 1}\) 大小的内存块，直到得到所需大小的内存块。 |
| 释放流程 | 1. 释放内存块时，检查其伙伴块（具有相同大小且地址相邻的内存块）是否空闲。 2. 若伙伴块空闲，则将两者合并成一个 \(2^{x+1}\) 大小的内存块，继续检查新合并内存块的伙伴块是否空闲，重复合并过程，直到无法合并为止。 |
| 数据结构 | 维护多个空闲链表free_page[x]，每个链表存储相同大小（ \(2^x\) 个页）的空闲内存块。 |
| 优点 | 1. 有效减少外部碎片，因为合并机制可将相邻空闲块合并成大的连续块。 2. 分配和释放操作速度较快，基于链表和简单的拆分、合并逻辑。 |
| 缺点 | 1. 存在内部碎片，分配的内存块大小只能是 2 的幂次方，可能导致分配的内存大于实际需求。 2. 对于非 2 的幂次方大小的内存请求，可能会造成一定的浪费。 |
4、多核/多CPU注意事项
在多核 / 多 CPU（SMP 架构）环境下，内存管理会因多个核心同时访问共享数据结构（如伙伴系统的空闲页链表、slab 分配器的缓存元数据）而面临临界区访问冲突，可能导致数据不一致、双重分配等问题，同时 NUMA 架构下跨节点内存访问延迟和缓存一致性也需处理。为此需引入自旋锁、互斥量、原子操作、禁止内核抢占等同步机制，以确保共享资源的互斥访问和操作原子性，平衡正确性与并发性能。