内存页

linux 内核中把物理页作为内存分配的最小单位，32位CPU 页的大小通常为4K，64位的CPU通常支持8K的也。内存管理单元MMU 同样以页为大小分配内存。

内存映射

我们通常所说的内存是指物理内存(PC机上的内存条)，也称为主存。为了避免内存数据被篡改，提升内存的读写速度， Linux 内核给每个进程都提供了一个独立的虚拟地址空间，并且这个地址空间是连续的。这样，进程就可以很方便地访问内存，更确切地说是访问虚拟内存。（物理内存只有内核可以访问）

虚拟地址空间的内部又被分为内核空间和用户空间两部分，不同字长（也就是单个 CPU 指令可以处理数据的最大长度）的处理器，地址空间的范围也不同。比如最常见的 32 位和 64 位系统，下面两张图分别表示它们的虚拟地址空间，如下所示：

通过这里可以看出，32 位系统的内核空间占用 1G，位于最高处，剩下的 3G 是用户空间。而 64 位系统的内核空间和用户空间都是 128T，分别占据整个内存空间的最高和最低处（下面是用户空间，上面是内核空间)，剩下的中间部分是未定义的。

进程在**用户态(关于用户态和内核态可以阅读前文：点击这里)**时，只能访问用户空间内存；只有进入内核态后，才可以访问内核空间内存。虽然每个进程的地址空间都包含了内核空间，但这些内核空间，其实关联的都是相同的物理内存（也就是说内核空间是进程共享的)。这样，进程切换到内核态后，就可以很方便地访问内核空间内存。

那么问题又来了，如果每个进程都有一个这么大的地址空间，那么所有进程的虚拟内存加起来，自然要比实际的物理内存大得多。所以，并不是所有的虚拟内存都会分配物理内存，只有那些实际使用的虚拟内存才分配物理内存，并且分配后的物理内存，是通过内存映射来管理的。

内存映射

内存映射其实就是将虚拟内存地址映射到物理内存地址。为了完成内存映射，内核为每个进程都维护了一张页表，记录虚拟地址与物理地址的映射关系，如下图所示：

页表实际上存储在** CPU 的内存管理单元 MMU 中，这样，正常情况下，处理器就可以直接通过硬件，找出要访问的内存。而当进程访问的虚拟地址在页表中查不到时，系统会产生一个缺页异常**，进入内核空间分配物理内存、更新进程页表，最后再返回用户空间，恢复进程的运行。

页表管理

不过要注意，MMU 并不以字节为单位来管理内存，而是规定了一个内存映射的最小单位，也就是页，通常是 4 KB 大小。这样，每一次内存映射，都需要关联 4 KB 或者 4KB 整数倍的内存空间。

如果以4KB内存页为单位管理内存，那整个页表会变得非常大, 4G的物理内存需要100 多万个页表项（4GB/4KB）才可以实现整个地址空间的映射。为了解决页表项过多的问题，Linux 提供了两种机制，也就是多级页表和大页（HugePage）。

多级页表

多级页表就是把内存分成区块来管理，将原来的映射关系改成区块索引和区块内的偏移。由于虚拟内存空间通常只用了很少一部分，那么，多级页表就只保存这些使用中的区块，这样就可以大大地减少页表的项数。

大页(HugePage)

虚拟内存空间分布

我们在回头看一下虚拟内存空间的分布情况。最上方的内核空间不用多讲，下方的用户空间内存，其实又被分成了多个不同的段。以 32 位系统为例，用户空间内存空间从低到高分别是五种不同的内存段。

• 只读段，包括代码和常量等。
• 数据段，包括全局变量等。
• 堆，包括动态分配的内存，从低地址开始向上增长。
• 文件映射段，包括动态库、共享内存等，从高地址开始向下增长。
• 栈，包括局部变量和函数调用的上下文等。栈的大小是固定的，一般是 8 MB。

在这五个内存段中，堆和文件映射段的内存是动态分配的。比如说，使用 C 标准库的 malloc() 或者 mmap() ，就可以分别在堆和文件映射段动态分配内存。 其实 64 位系统的内存分布也类似，只不过内存空间要大得多。

内存分配与回收

内存分配

malloc()是C标准库提供的内存分配函数，对应到系统调用上，有两种实现方式，即brk()和mmap()。

对小块内存（小于128K），C标准库使用brk()来分配，也就是通过移动堆顶的位置来分配内存。这些内存释放后并不会立刻归还系统，而是被缓存起来，这样就可以重复使用。

而大块内存（大于128K），则直接使用内存映射mmap()来分配，也就是在文件映射段找一块空闲内存分配出去。

这两种方式，自然各有优缺点。

• brk()方式的缓存，可以减少缺页异常的发生，提高内存访问效率。不过，由于这些内存没有归还系统，在内存工作繁忙时，频繁的内存分配和释放会造成内存碎片。
• mmap()方式分配的内存，会在释放时直接归还系统，所以每次mmap都会发生缺页异常。在内存工作繁忙时，频繁的内存分配会导致大量的缺页异常，使内核的管理负担增大。这也是 malloc 只对大块内存使用mmap的原因。

了解这两种调用方式后，我们还需要清楚一点，那就是，当这两种调用发生后，其实并没有真正分配内存。这些内存，都只在首次访问时才分配，也就是通过缺页异常进入内核中，再由内核来分配内存。

整体来说，Linux 使用伙伴系统来管理内存分配。前面我们提到过，这些内存在 MMU 中以页为单位进行管理，伙伴系统也一样，以页为单位来管理内存，并且会通过相邻页的合并，减少内存碎片化（比如 brk 方式造成的内存碎片）。

你可能会想到一个问题，如果遇到比页更小的对象，比如不到 1K 的时候，该怎么分配内存呢？实际系统运行中，确实有大量比页还小的对象，如果为它们也分配单独的页，那就太浪费内存了。

所以，在用户空间，malloc通过brk()分配的内存，在释放时并不立即归还系统，而是缓存起来重复利用。在内核空间，Linux则通过slab分配器来管理小内存。你可以把slab看成构建在伙伴系统上的一个缓存，主要作用就是分配并释放内核中的小对象。

内存回收

对内存来说，如果只分配而不释放，就会造成内存泄漏，甚至会耗尽系统内存。所以，在应用程序用完内存后，还需要调用free()或unmap()，来释放这些不用的内存。

当然，系统也不会任由某个进程用完所有内存。在发现内存紧张时，系统就会通过一系列机制来回收内存，比如下面这三种方式：

• 回收缓存，比如使用 LRU（Least Recently Used）算法，回收最近使用最少的内存页面；
• 回收不常访问的内存，把不常用的内存通过交换分区直接写到磁盘中；
• 杀死进程，内存紧张时系统还会通过 OOM（Out of Memory），直接杀掉占用大量内存的进程。

其中，第二种方式回收不常访问的内存时，会用到交换分区（以下简称 Swap）。Swap其实就是把一块磁盘空间当成内存来用。它可以把进程暂时不用的数据存储到磁盘中（这个过程称为换出），当进程访问这些内存时，再从磁盘读取这些数据到内存中（这个过程称为换入）。

第三种方式提到的OOM（Out of Memory），其实是内核的一种保护机制。它监控进程的内存使用情况，并且使用oom_score为每个进程的内存使用情况进行评分：

• 一个进程消耗的内存越大，oom_score就越大；
• 一个进程运行占用的CPU越多，oom_score 就越小。

这样，进程的oom_score越大，代表消耗的内存越多，也就越容易被 OOM 杀死，从而可以更好保护系统。

当然，为了实际工作的需要，管理员可以通过/proc文件系统，手动设置进程的oom_adj，从而调整进程的oom_score。oom_adj的范围是 [-17, 15]，数值越大，表示进程越容易被 OOM 杀死；数值越小，表示进程越不容易被 OOM 杀死，其中 -17 表示禁止 OOM。

# 查看PID 1115的oom_adj配置
root@Devops:~$ cat /proc/1115/oom_adj
-15