1. x86的物理地址空间布局
以x86_32，4G RAM为例：
物理地址空间的顶部以下一段空间，被PCI设备的I/O内存映射占有，它们的巨细和布局由PCI标准所决议。640K~1M这段地址空间被BIOS和VGA适配器所占有。
因为这两段地址空间的存在，导致相应的RAM空间不能被CPU所寻址(当CPU拜访该段地址时，北桥会主动将意图物理地址“路由”到相应的I/O设备上，不会发送给RAM)，然后构成RAM空泛。
当敞开分段分页机制时，典型的x86寻址进程为
内存寻址的作业是由Linux内核和MMU共同完成的，其间Linux内核担任cr3，gdtr等寄存器的设置，页表的保护，页面的办理，MMU则进行具体的映射作业。
2. Linux的内存办理
Linux采用了分页的内存办理机制。因为x86体系的分页机制是依据分段机制的，因而，为了运用分页机制，分段机制是无法防止的。为了下降复杂性，Linux内核将一切段的基址都设为0，段限长设为4G，只是在段类型和段拜访权限上有所区别，而且Linux内核和一切进程同享1个GDT，不运用LDT(即体系中一切的段描述符都保存在同一个GDT中)，这是为了敷衍CPU的分段机制所能做的最少作业。
Linux内存办理机制能够分为3个层次，从下而上依次为物理内存的办理、页表的办理、虚拟内存的办理。
3. 页表办理
为了坚持兼容性，Linux最多支撑4级页表，而在x86上，实践只用了其间的2级页表，即PGD（页大局目录表）和PT(页表)，中心的PUD和PMD所占的位长都是0，因而关于x86的MMU是不行见的。
在内核源码中，分别为PGD，PUD，PMD，PT界说了相应的页表项，即
(界说在include/asm-generic/page.h中)
typedef struct {unsigned long pgd;} pgd_t;
typedef struct {unsigned long pud;} pud_t;
typedef struct {unsigned long pmd;} pmd_t;
typedef struct {unsigned long pte;} pte_t;
为了便利的操作页表项，还界说了以下宏：
(界说在arch/x86/include/asm/pgtable.h中)
mk_pte
pgd_page/pud_page/pmd_page/pte_page
pgd_alloc/pud_alloc/pmd_alloc/pte_alloc
pgd_free/pud_free/pmd_free/pte_free
set_pgd/ set_pud/ set_pmd/ set_pte
…
4. 物理内存办理
Linux内核是以物理页面(也称为page frame)为单位办理物理内存的，为了便利的记载每个物理页面的信息，Linux界说了page结构体：
(坐落include/linux/mm_types.h)
struct page {
unsigned long flags;
atomic_t _count;
union {
atomic_t _mapcount;
struct { /* SLUB */
u16 inuse;
u16 objects;
};
};
union {
struct {
unsigned long private;
struct address_space *mapping;
};
struct kmem_cache *slab; /* SLUB: Pointer to slab */
struct page *first_page; /* Compound tail pages */
};
union {
pgoff_t index; /* Our offset within mapping. */
void *freelist; /* SLUB: freelist req. slab lock */
};
struct list_head lru;
…
};
Linux体系在初始化时，会依据实践的物理内存的巨细，为每个物理页面创立一个page目标，一切的page目标构成一个mem_map数组。
进一步，针对不同的用处，Linux内核将一切的物理页面区分到3类内存办理区中，如图，分别为ZONE_DMA，ZONE_NORMAL，ZONE_HIGHMEM。
ZONE_DMA的规模是0~16M，该区域的物理页面专门供I/O设备的DMA运用。之所以需求独自办理DMA的物理页面，是因为DMA运用物理地址拜访内存，不经过MMU，而且需求接连的缓冲区，所以为了能够供给物理上接连的缓冲区，有必要从物理地址空间专门区分一段区域用于DMA。
ZONE_NORMAL的规模是16M~896M，该区域的物理页面是内核能够直接运用的。
ZONE_HIGHMEM的规模是896M~完毕，该区域即为高端内存，内核不能直接运用。
内存办理区
内核源码中，内存办理区的结构体界说为
struct zone {
…
struct free_area free_area[MAX_ORDER];
…
spinlock_t lru_lock;
struct zone_lru {
struct list_head list;
} lru[NR_LRU_LISTS];
struct zone_reclaim_stat reclaim_stat;
unsigned long pages_scanned; /* since last reclaim */
unsigned long flags; /* zone flags, see below */
atomic_long_t vm_stat[NR_VM_ZONE_STAT_ITEMS];
unsigned int inactive_raTIo;
…
wait_queue_head_t * wait_table;
unsigned long wait_table_hash_nr_entries;
unsigned long wait_table_bits;
…
struct pglist_data *zone_pgdat;
unsigned long zone_start_pfn;
…
};
其间zone_start_pfn表明该内存办理区在mem_map数组中的索引。
内核在分配物理页面时，通常是一次性分配物理上接连的多个页面，为了便于快速的办理，内核将接连的闲暇页面组成闲暇区段，巨细是2、4、8、16…等，然后将闲暇区段按巨细放在不同行列里，这样就构成了MAX_ORDER个行列，也就是zone里的free_area数组。这样在分配物理页面时，能够快速的定位刚好满意需求的闲暇区段。这一机制称为buddy system。
当开释不必的物理页面时，内核并不会当即将其放入闲暇行列(free_area)，而是将其刺进非活动行列lru，便于再次时能够快速的得到。每个内存办理区都有1个inaciTIve_clean_list。别的，内核中还有3个大局的LRU行列，分别为acTIve_list，inacTIve_dirty_list和swapper_space。其间active_list用于记载一切被映射了的物理页面，inactive_dirty_list用于记载一切断开了映射且未被同步到磁盘交流文件中的物理页面，swapper_space则用于记载换入/换出到磁盘交流文件中的物理页面。
物理页面分配
分配物理内存的函数首要有
struct page * __alloc_pages(zonelist_t *zonelist, unsigned long order);
参数zonelist即从哪个内存办理区中分配物理页面，参数order即分配的内存巨细。
__get_free_pages(unsigned int flags,unsigned int order);
参数flags可选GFP_KERNEL或__GFP_DMA等，参数order同上。
该函数能够分配物理上接连的内存区域，得到的虚拟地址与物理地址是一一对应的。
void * kmalloc(size_t size,int flags);
该函数能够分配物理上接连的内存区域，得到的虚拟地址与物理地址是一一对应的。
物理页面收回
当闲暇物理页面缺乏时，就需求从inactive_clean_list行列中挑选某些物理页面刺进闲暇行列中，假如依然缺乏，就需求把某些物理页面里的内容写回到磁盘交流文件里，腾出物理页面，为此内核源码中为磁盘交流文件界说了：
(坐落include/linux/swap.h)
struct swap_info_struct {
unsigned long flags; /* SWP_USED etc: see above */
signed short prio; /* swap priority of this type */
signed char type; /* strange name for an index */
signed char next; /* next type on the swap list */
…
unsigned char *swap_map; /* vmalloc'ed array of usage counts */
…
struct block_device *bdev; /* swap device or bdev of swap file */
struct file *swap_file; /* seldom referenced */
…
};
其间swap_map数组每个元素代表磁盘交流文件中的一个页面，它记载相应磁盘交流页面的信息(如页面基址、所属的磁盘交流文件)，跟页表项的效果相似。
收回物理页面的进程由内核中的两个线程专门担任，kswapd和kreclaimd，它们定时的被内核唤醒。kswapd首要经过3个进程收回物理页面：
调用shrink_inactive_list ()扫描inacive_dirty_pages行列，将非活泼行列里的页面写回到交流文件中，并转移到inactive_clean_pages行列里。
调用shrink_slab ()收回slab机制保存的闲暇页面。
调用shrink_active_list ()扫描active_list行列，将活泼行列里可转入非活泼行列的页面转移到inactive_dirty_list。
5. 虚拟内存办理
Linux虚拟地址空间布局如下
Linux将4G的线性地址空间分为2部分，0~3G为user space，3G~4G为kernel space。
因为敞开了分页机制，内核想要拜访物理地址空间的话，有必要先树立映射联系，然后经过虚拟地址来拜访。为了能够拜访一切的物理地址空间，就要将悉数物理地址空间映射到1G的内核线性空间中，这明显不行能。所以，内核将0~896M的物理地址空间1对1映射到自己的线性地址空间中，这样它便能够随时拜访ZONE_DMA和ZONE_NORMAL里的物理页面；此刻内核剩余的128M线性地址空间缺乏以彻底映射一切的ZONE_HIGHMEM，Linux采取了动态映射的办法，即按需的将ZONE_HIGHMEM里的物理页面映射到kernel space的最终128M线性地址空间里，运用完之后开释映射联系，以供其它物理页面映射。尽管这样存在功率的问题，可是内核究竟能够正常的拜访一切的物理地址空间了。
内核空间布局
下面是内核空间布局的具体内容，
在kernel image下面有16M的内核空间用于DMA操作。坐落内核空间高端的128M地址首要由3部分组成，分别为vmalloc area，耐久化内核映射区，暂时内核映射区。
因为ZONE_NORMAL和内核线性空间存在直接映射联系，所以内核会将频频运用的数据如kernel代码、GDT、IDT、PGD、mem_map数组等放在ZONE_NORMAL里。而将用户数据、页表(PT)等不常用数据放在ZONE_ HIGHMEM里，只在要拜访这些数据时才树立映射联系(kmap())。比方，当内核要拜访I/O设备存储空间时，就运用ioremap()将坐落物理地址高端的mmio区内存映射到内核空间的vmalloc area中，在运用完之后便断开映射联系。
用户空间布局
在用户空间中，虚拟内存和物理内存或许的映射联系如下图
当RAM满足多时，内核会将用户数据保存在ZONE_ HIGHMEM，然后为内核腾出内存空间。
下面是用户空间布局的具体内容，
用户进程的代码区一般从虚拟地址空间的0x08048000开端，这是为了便于查看空指针。代码区之上就是数据区，未初始化数据区，堆区，栈区，以及参数、大局环境变量。
虚拟内存区段
为了办理不同的虚拟内存区段，Linux代码中界说了
(坐落include/linux/mm_types.h)
struct vm_area_struct {
struct mm_struct * vm_mm; /* The address space we belong to. */
unsigned long vm_start; /* Our start address within vm_mm. */
unsigned long vm_end; /* The first byte after our end address
within vm_mm. */
/* linked list of VM areas per task, sorted by address */
struct vm_area_struct *vm_next, *vm_prev;
pgprot_t vm_page_prot; /* Access permissions of this VMA. */
unsigned long vm_flags; /* Flags, see mm.h. */
…
};
其间vm_start,vm_end界说了虚拟内存区段的开始方位，vm_page_prot和vm_flags界说了拜访权限等。
vm_next构成一个链表，保存同一个进程的一切虚拟内存区段。
vm_mm指向进程的mm_struct结构体，它的界说为
(坐落include/linux/mm_types.h)
struct mm_struct {
struct vm_area_struct * mmap; /* list of VMAs */
struct rb_root mm_rb;
struct vm_area_struct * mmap_cache; /* last find_vma result */
unsigned long mmap_base; /* base of mmap area */
unsigned long task_size; /* size of task vm space */
unsigned long cached_hole_size;
unsigned long free_area_cache;
pgd_t * pgd;
atomic_t mm_users; /* How many users with user space? */
atomic_t mm_count;
…
};
每个进程只要1个mm_struct结构，保存在task_struct结构体中。
与虚拟内存办理相关的结构体联系图如下
虚拟内存相关函数
创立一个内存区段能够用
unsigned long get_unmapped_area(struct file *file, unsigned long addr, unsigned long len, unsigned long pgoff, unsigned long flags);
当给定一个虚拟地址时，能够查找它所属的虚拟内存区段：
struct vm_area_struct *find_vma(struct mm_struct *mm, unsigned long addr);
因为一切的vm_area_struct组成了一个RB树，所以查找的速度很快。
向用户空间中刺进一个内存区段能够用
void insert_vm_struct (struct mm_struct *mm, struct vm_area_struct *vmp);
运用以下函数能够在内核空间分配一段接连的内存(但在物理地址空间上不一定接连)：
void *vmalloc(unsigned long size);
运用以下函数能够将ZONE_HIGHMEM里的物理页面映射到内核空间：
static inline void *kmap(struct page*page);
6. 内存办理3个层次的联系
下面以扩展用户仓库为例，解说3个层次的联系。
调用函数时，会触及仓库的操作，当拜访地址超越仓库的鸿沟时，便引起page fault，内核处理页面失效的进程中，触及到内存办理的3个层次。
Ø 调用expand_stack()修正vm_area_struct结构，即扩展仓库区的虚拟地址空间；
Ø 创立空白页表项，这一进程会使用mm_struct中的pgd(页大局目录表基址)得到页目录表项(pgd_offset())，然后核算得到相应的页表项(pte_alloc())地址；
Ø 调用alloc_page()分配物理页面，它会从指定内存办理区的buddy system中查找一块适宜的free_area，从而得到一个物理页面；
Ø 创立映射联系，先调用mk_pte()发生页表项内容，然后调用set_pte()写入页表项。
Ø 至此，扩展仓库基本完成，用户进程从头拜访仓库便能够成功。
能够以为，结构体pgd和vm_area_struct，函数alloc_page()和mk_pte()是衔接三者的桥梁。
