前篇文章（https://zhuanlan.zhihu.com/p/81850840/）讲了进程地址空间的分配，那本文会继续讲物理内存如何管理，何时分配等问题。'
物理内存meta管理
涉及到物理内存的分配、释放，必然有一个数据结构对其进行管理，同时也要考虑到性能、效率、安全性等方面的问题。
前文讲了，linux管理内存大小的粒度是4K，我们叫做page。在单cpu的机器上，一般采用平台内存模型(flat memroy model)，就是将page平铺开供cpu使用，但是在多cpu的情况下，就会出现对page的相互竞争、抢占的情况，导致效率低，所以本文讲NUMA（non-uniform memory access）架构下，非一致性内存访问。
pglist_data：numa中一个cpu对应指定的内存节点，重要的字段如下：
mem_map数组：包含了该node上所有的struct page，包括已分配、未分配的，也用于物理页号映射。
node_zones数组：存储该节点所有的zone。
node_zonelist数组：存储其他节点的zone，numa架构下，当前cpu的pglist_data -> mem_map的page用完后，可以通过该数组申请其他cpu的内存。
node_zone：存储该节点的区域，用区域来区分不同的物理内存。
三种类型的zone：
ZONE_DMA：DMA方式可以操作的内存区域；
ZONE_NORMAL：普通的映射区；
ZONE_HIGHMEM：高端内存映射的区域。
free_area：空闲page的数组 + 链表的结构，伙伴系统依靠该数据结构来分配物理内存。每个数组的item都是一个链表，链表中的每个item就是待分配的单元，其大小为2的n次方个页，n为数组下标。MAX_ORDER = 11，一次可以分配2的11次方个页，即M内存。
page：用于表示一个4k页面的meta信息，如果内存为4G，则有1M个page，如果page占用空间太大，则用户实际可使用的内存就会变少，而page的使用方式有多种，需要meta记录下来，所以内部大量使用union，page目前实际大小为32byte，就是4G的内存，需要使用32M来保存meta信息。以下是page使用方式：
整页模式：分配内存的单位就是页，包括匿名映射和文件映射，其重要的字段如下：
struct address_space *mapping：指向映射到该page内容的源地址空间，可能是文件、可能是进程地址空间。
mapping == 0，说明是swap的页面，其指向swapper_space的地址。
如果mapping != 0，第0位bit[0] = 0，说明该page属文件映射，mapping指向文件的地址空间address_space，此时pgoff_t index则是address_space指向的radix tree的页号。（可参见文件系统：https://zhuanlan.zhihu.com/p/61123802）
如果mapping != 0，第0位bit[0] != 0，说明该page为匿名映射，mapping指向vm_area_struct -> anon_vma对象。
_mapcount：被页表引用的次数。
lru：如果page还未被分配，则处于伙伴系统，lru将其连接在相同阶的free_area上。如果已经分配，则连接到zone中，供回收时使用。
slab模式：类似于对象池，将一页分配多个slot，每次分配的单位就是对象大小的内存，基本会小于4k，所以一般1个页可以包含多个对象。
s_mem：指向正在使用的slab的第一个对象。
freelist：池子中可分配的空闲对象。
rcu_head：需要释放对象的列表。
lru：指向slab的管理结构。
更详细struct page的介绍，可以参考《深入理解Linux内核》296页。
伙伴系统 (Buddy system)
依据pgdata_list -> zone -> free_area，分配物理内存，返回struct page链表，其算法如下：
1）将分配空间大小归一化，2^n-1 < X < 2^n，此时从free_area[n]开始查找，若有，则直接返回。
2）若free_area[n]无法找到，则在n ~ MAX_ORDER 之间遍历，若有，则将内存页一拆为二，一部分用于分配，分配有剩余且大于4k，则寻找free_area挂上去，另一部分挂在上一阶的空闲链表上。
3）如果当前zone -> free_area不ok，则遍历node_zonelists中的其他zone。
如现在需要分配1个页，free_area[0]，free_area[1]都为空，从free_area[2]上取出一个单元（order = 2时，分配item = 4 page），在分配需要使用的1个页后，剩下的3页中，1个页挂在free_area[0]，2个页作为一个单元挂在free_area[1]上。
其函数调用链：alloc_pages(gfp_t gfp_mask, unsigned int order) -> alloc_pages_current -> __alloc_pages_nodemask。
gfp_t的枚举值：GPF_USER、GPF_KERNAL、GPF_HIGHMEM，分别对应ZONE_NORMAL、ZONE_NORMAL、ZONE_HIGHMEM的空间。
页表
前面讲了进程地址空间，本文前面说了物理内存的分配，那进程地址空间如何和物理内存对应呢？就是linux的页表机制。
段地址 + 段偏移 = 逻辑地址，然后将逻辑地址拆解为页号（20位） + 页内偏移（12位）。页表维护虚拟页号和物理页号的映射。
对于32位的系统，支持最大物理寻址空间为4g。1 page为4k，4g的空间需要1m个page。由于是32位，每个page需要32位，即4个字节来索引，所以4g空间需要4m的页表。由于逻辑地址是按进程隔离的，所以进程之间的逻辑地址可能重合，但都映射了不同的物理地址，所以页表也需要按进程隔离。如果有机器上有1000个进程，则页表就会占用1000 * 4m = 4g的页表空间，32位系统的内存就撑满了。
为节省内存空间，对页表进行分级: 4g空间需要4m的页表，那这4m的页表需要1k个页表（4k的空间）来描述，具体如下图：
有人会说新增了一级页表，那不就从4m -> 4m + 4k了吗？比原来更大了。但是大部分情况，1个进程是不会用到4g的地址空间的，对于没有用到的地址空间，只要1级页表缺失4byte，2级页表就可以省下4k。
页表是有Linux按照x86规范构造的，并将一级页表的指针通过宏__pa()转换为物理地址，并加载到cr3寄存器（这也是x86体系规范），这个过程就是在context_switch -> switch_mm中发生的。
逻辑地址 -> 物理地址的具体转换过程由硬件完成，比如执行mov指令时（见前文开头https://zhuanlan.zhihu.com/p/81850840/），其传入的是逻辑地址，硬件访问时会转换为物理地址访问，并取出对应的值，这个模块叫MMU（memory mangerment unit）。
缺页中断
何时分配的物理内存呢？是不是上层只要调用brk、mmap就分配呢？显然不是的，上文讲brk、mmap时并没有将分配物理内存。实际的物理内存是在进程访问时，发现页表项为空会触发缺页异常，在缺页异常处理程序中分配内存。缺页异常的注册中断门代码如下：
set_intr_gate(14,&page_fault);
其调用链路是：do_page_fault -> handle_mm_fault -> handle_pte_fault，其中handle_mm_fault主要是创建或找到页表项pte，handle_pte_fault是完成物理页的分配，并将物理页号记录到页表项pte中。主要代码如下：
do_page_fault(struct pt_regs *regs, unsigned long error_code)
{
unsigned long address = read_cr2(); // 缺页中断发生的线性地址通过cr2寄存器传递
......
__do_page_fault(regs, error_code, address);
......
}
/*
* This routine handles page faults. It determines the address,
* and the problem, and then passes it off to one of the appropriate
* routines.
*/
static noinline void
__do_page_fault(struct pt_regs *regs, unsigned long error_code,
unsigned long address)
{
// 判断是否在内核态，如果是则调用内核的分配函数
if (unlikely(fault_in_kernel_space(address))) {
if (vmalloc_fault(address) >= 0)
return;
}
...... // 找到缺页中断发生的线性地址描述符
vma = find_vma(mm, address);
......
fault = handle_mm_fault(vma, address, flags);
......
/*
* 根据线性地址完成页表的查询或分配，此处代码是支持64位os的，所以是4层页表，比
* 前面分析32位的页表多2层
*/
static int __handle_mm_fault(struct vm_area_struct *vma, unsigned long address,
unsigned int flags)
{
struct vm_fault vmf = {
.vma = vma,
.address = address & PAGE_MASK,
.flags = flags,
.pgoff = linear_page_index(vma, address),
.gfp_mask = __get_fault_gfp_mask(vma),
};
struct mm_struct *mm = vma->vm_mm;
pgd_t *pgd;
p4d_t *p4d;
int ret;
// 寻找或分配页表项
// 全局页表
pgd = pgd_offset(mm, address);
p4d = p4d_alloc(mm, pgd, address);
...... // 上层页表
vmf.pud = pud_alloc(mm, p4d, address);
...... // 中间层页表
vmf.pmd = pmd_alloc(mm, vmf.pud, address);
......
return handle_pte_fault(&vmf);
}
handle_pte_fault会完成真是物理页的分配和pte页表项的填充。
1）如果vmf -> pte为null，说明没有分配，如果是匿名映射，直接调用do_anonymous_page分配。如果是文件映射，则调用do_fault进行分配，此处涉及到vfs（虚拟文件系统的操作，请参考https://zhuanlan.zhihu.com/p/61123802）
2）如果vmf -> pte存在且不在内存中，说明是swap到硬盘了，通过do_swap_page swap in就ok了。
static int handle_pte_fault(struct vm_fault *vmf)
{
pte_t entry;
......
vmf->pte = pte_offset_map(vmf->pmd, vmf->address);
vmf->orig_pte = *vmf->pte;
......
if (!vmf->pte) {
if (vma_is_anonymous(vmf->vma))
return do_anonymous_page(vmf);
else
return do_fault(vmf);
}
if (!pte_present(vmf->orig_pte))
return do_swap_page(vmf);
......
}
do_anonymous_page：
1）pte_alloc：分配页表项。
2）alloc_zeroed_user_highpage_movable：分配一个页，此处最终调用到伙伴系统的__alloc_pages_nodemask，然后返回一个struct page。
3）mk_pte：struct page转换为物理页号，并保存在pte页表项中，这是映射物理内存的关键，
static int do_anonymous_page(struct vm_fault *vmf)
{
struct vm_area_struct *vma = vmf->vma;
struct mem_cgroup *memcg;
struct page *page;
int ret = 0;
pte_t entry;
......
if (pte_alloc(vma->vm_mm, vmf->pmd, vmf->address))
return VM_FAULT_OOM;
......
page = alloc_zeroed_user_highpage_movable(vma, vmf->address);
......
entry = mk_pte(page, vma->vm_page_prot);
if (vma->vm_flags & VM_WRITE)
entry = pte_mkwrite(pte_mkdirty(entry));
vmf->pte = pte_offset_map_lock(vma->vm_mm, vmf->pmd, vmf->address,
&vmf->ptl);
......
set_pte_at(vma->vm_mm, vmf->address, vmf->pte, entry);
......
}
#define mk_pte(page, pgprot) pfn_pte(page_to_pfn(page), (pgprot))
#define page_to_pfn(page) ((unsigned long) (page - vmem_map))
static inline pte_t pfn_pte(unsigned long page_nr, pgprot_t pgprot)
{
phys_addr_t pfn = (phys_addr_t)page_nr << PAGE_SHIFT;
pfn ^= protnone_mask(pgprot_val(pgprot));
pfn &= PTE_PFN_MASK;
return __pte(pfn | check_pgprot(pgprot));
}
page_to_pfn：获取物理页号的函数。page实例是前面伙伴系统分配的，同时该page实例存储在pglist_data -> mem_map中，page - vmem_map，结构体直接想减，得到的是两个地址之间可以有多少个减数大小的对象，此处就表示该page是mem_map中的index，这就是物理页号。pte结构就是一个long，将该物理页号和一些控制信息按x86要求记录就好。
很多人这里可能会困惑，物理页号是啥？和硬件相关吗？其实硬件没有物理页号这个概念。只是这个struct page就占用了这个物理页号，其他的page不能使用。当访问物理内存时，真实的物理地址 = 物理页号 * 4k。而释放内存，只需要释放这个pte和page即可，下次再次分配该page时，将物理地址上的内存空间覆盖就好。
