前幾天簡單翻了遍《Understanding Linux Kernel Memory Management》，正文很短，讀起來並不容易，該屬於常讀常新的書了。趁印象還熱乎先記一點筆記吧，內容比較個人化沒有什麼條理，見諒了 :p
『內存管理』其實是個很寬泛的詞，物理頁管理、頁表管理、地址空間管理、內存分配等等，單獨拿出每一塊出來都可以稱作『內存管理』，但其間差異何其巨大，用一個詞蓋過去，就像是一葉障目，不見樹林。要理解它的全貌，還是要分開討論比較好。如果能將每個局部都搞清楚的話，總不至於見不到全局的。
系統初始化與內存布局
在引導階段(setup.o)，內核會先映射兩個臨時頁表到頁目錄swapper_pg_dir^1 的前兩項，將0~8m, 3g~3g+8m的虛擬地址同時映射到0~8m的物理地址。
內核頁表的初始化則是在內核初始化階段的kernel_physical_mapping_init()函數中。如果可以，就利用PSE設置大頁；利用PGE設置全局頁，將內存映射固定在TLB中，在切換地址空間時不需要重新刷新。
Linux固定映射內核地址空間。在x86的機器上，物理內存分為3個Zone：
◦ZONE_DMA: 0~16m
◦ZONE_NORMAL: 16m~896m
◦ZONE_HIGHMEM: 896m~
其中ZONE_DMA與ZONE_NORMAL都是固定映射到0xc000000處，剩余128mb的地址空間用於映射ZONE_HIGHMEM中的物理頁，抑或FIXMAP。
在x64中，地址空間已足夠映射所有的物理內存，ZONE_HIGHMEM為空。
kmap
要在內核中使用ZONE_HIGHMEM中的內存，必先通過kmap()將它映射到內核地址空間。
但kmap()有可能進入睡眠，在中斷上下文中必須使用kmap_atomic()。
Buddy Allocator與物理頁面管理
在linux中，Buddy Allocator就是作為頁級內存分配器了，用於分配2次冪大小的連續物理頁面。它同時作為內核內存分配器與Page Cache的後端。
相關的例程為alloc_pages(gfp_t gfp_mask, unsigned int order)，它將返回一只page結構組成的鏈表。
資源有限怎麼辦
◦bounce buffer: DMA內存有限，空間換生存周期；
◦kmap_atomic(): 預留的頁表項有限，盡快的用，盡快的釋放。
NUMA與Node
在SMP系統上，當CPU增多時，無差別的內存訪問成為了影響伸縮性的一項瓶頸^2 。為此的解決方案是為每塊處理器單獨提供一塊連續的內存，原則上處理器盡可能只訪問靠近自己的內存，從而提高內存訪問的伸縮。這就是NUMA(Non-Uniform Memory Access，非一致內存訪問)，其中的每塊處理器與內存被合稱為Node。
而內核需要做的，就是在CPU分配內存時盡量只分配本Node中的內存。在Linux中，表示Node的結構為pg_data_t。
Slab與內核內存分配
內核中要使用內存，就用Slab了。它將buddy allocator作為後端，申請來大塊的內存分成小塊，每個slab中都是等大的內存塊。
◦kmem_cache_alloc()與kmem_cache_free()，專用內存分配器，用於分配內核中常用的結構。
◦kmalloc()與kfree()，通用內存分配器。它的背後是一組不同大小的slab。
如果結構的分配/釋放不是特別頻繁，一般只用kmalloc()就足夠了。
頁表管理
x86的linux的三級頁表其實是為PAE准備的，64位機器的話，得有四級才行。
misc notes
◦struct address_space這個名字有一定誤導性，實際上內核中描述用戶地址空間的結構為struct mm_struct。struct address_space這個結構更像是用來描述Page Cache的。
◦GFP為Get Free Page的縮寫。
