内存管理
1 物理内存
Linux 内存的最小单位为页，一页通常是4K，初始化时，linux 会为每个物理内存建立一个page的管理结构，操作物理内存时 实际上就是操作page。
2 进程内存
Linux 进程是通过vma进行管理的，每一个进程都有一个task_struct 结构体进行维护，其中mm_struct结构体管理进程内的所有内存。mm_struct 的结构如下
1 | struct mm_struct { |
可以看到 mm_struct 中有个vma链表，其中每个vma节点对应一段连续内存，（在进程的虚拟地址空间是连续的，物理空间中不一定）。当使用malloc 申请内存时，内核会给进程增加vma节点。
对于32位的linux 操作系统，为每一个进程分配的寻址空间都是4g，linux将这4g的虚拟内存分为两部分
- 用户空间 0-3g
- 内核空间 3-4g
用户空间和内核空间
linux将 进程虚拟地址中的0-3g空间 用作用户空间.
为什么会有用户控件和内核空间的划分
是为了将用户空间与内核空间区分开，为了访问安全
Linux使用两级保护机制：0级供内核使用，3级供用户程序使用。每个进程有各自的私有用户空间（0～3G），这个空间对系统中的其他进程是不可见的。如果要访问内核空间，会有优先级的限制从而在一定程度上保护了内核空间的安全性。
为什么会按照内核空间1g，用户空间3g来划分。
这个比例其实并不是固定的，它可以是一个人为设定值，可以通过重新编译linux内核来实现更改。
进程只分配了4g虚拟内存，如果物理内存大于4g，如何做到访问其余的内存呢
这里涉及到高端地址的概念了
当内核模块代码或线程访问内存时，代码中的内存地址都为逻辑地址，而对应到真正的物理内存地址，需要地址一对一的映射，如果将内核空间的1g内存全部做线性映射【注1】，那么当物理内存为8g的时候，剩下的4g内存将无法被访问到。为了解决这个问题，linux将内核空间分为了3部分
ZONE_DMA内存开始的16MBZONE_NORMAL16MB~896MBZONE_HIGHMEM896MB ~ 结束
可以看到，低dma 和 normal 内存区与物理内存做了线性映射。
但是高端内存（最上面的128m）并未与物理内存进行线性映射，事实上，linux正是借助这小块高端内存 才做到了用128m 访问剩余4g物理内存的。
当内核想访问高于896MB物理地址内存时，从0xF8000000 ~ 0xFFFFFFFF地址空间范围内找一段相应大小空闲的逻辑地址空间，借用一会。借用这段逻辑地址空间，建立映射到想访问的那段物理内存（即填充内核PTE页面表），临时用一会，用完后归还。这样别人也可以借用这段地址空间访问其他物理内存，实现了使用有限的地址空间，访问所有所有物理内存。如下图。
从上面的描述，我们可以知道高端内存的最基本思想：借一段地址空间，建立临时地址映射，用完后释放，达到这段地址空间可以循环使用，访问所有物理内存。
注1：线性映射与非线性映射：
Linux内核只有1G的空间，通常内核把物理内存与其地址空间做了线性映射，也就是一一映，这样可以提高内存访问速度。
当内存超过1G时，线性访问机制就不够用了，只能有1G的内存可以被映射，剩余的内存无法被内核使用。当然无法忍受。
为了解决这一问题，linux把内核分为线性区与非线性区两部分。线性区规定最大为896M，剩下的为非线性区。与线性区不同，非线性区不会提前进行内存映射，而是在使用时动态映射。线性区映射的物理内存成为低端内存，剩下的内存被称为高端内存。
假设物理内存为2G，则地段的896M为低端内存，通过线性映射给内核使用。其他的1128M内存为高端内存，可以被内核的非线性区使用。由于要使用128M非线性区来管理超过1G的高端内存，所以通常都不会映射，只有使用时才使kmap映射，使用完后要尽快用kunmap释放。
对于物理内存为1G的内核，系统不会真的分配896M给线性空间，896M最大限制。下面是一个1.5G物理内存linux系统的真实分配情况，只有721M分配给了低端内存区，如果是1G的linxu系统，分配的就更少了。
1 | MemTotal 1547MB |
申请高端内存时，如果高端内存不够了，linux也会去低端内存区申请，反之则不行。
内核空间被所有进程共享，那么进程里的内核空间都是一样的吗？
是的，进程里的内核空间都是一样的。
Linux启动后，第一个进程是init进程，它的页表与内核页表是一致的，系统中的其他所有进程都是init进程的儿子或后代。Linux中进程创建通过fork()实现，子进程的PGD（进程页目录）与PTE（进程页表项，里面记录了具体的物理地址）是父进程的拷贝此时会把内核进程的页表拷贝到每个进程中。在各个进程的运行过程中，他们的页表可能会发生变化，比如发生缺页异常。如果是进程页表发生改变，则只要改变进程的页表项（0G~3G）就够了，如果是内核页表发生变化，则必须通知到所有进程改变各自维护的一份内核页表（3G~4G）。最简单的方法是每次内核页表改变后，遍历所有进程去改变他们维护的内核页表，显然效率很低。Linux内核通过page fault机制实现内核页表的一致。
内核页表改变时，只改变init进程的内核页表。当进程访问该页时，会发生一个缺页异常，异常处理中通过init进程更新当前进程的内核页表。
进程的内核空间都是一样的，那为什么要把每个进程的内核空间都拷贝一份，不可以进程的虚拟地址只有进程空间，而所有内核空间单独只维持一份吗？
目的其实很简单，为了减少内核调用的系统开销。
我们常说，切换线程和切换进程相比，进程切换的开销更大，是因为每一个进程都对应着一个进程页表，切换进程会对应页表的切换，线程因为在同一个进程里，很多资源是共享的，切换线程（其实linux里 线程与进程是同一个东西，切换线程也对应页表的切换，只不过页表内容没有变而已）相当于只切换一些上下文。
从问题中提出的两个方式来考虑开销问题。
- 每个进程使用独立页表 （当前内核的做法）
- 所有进程在内核态使用同一页表，但用户态每进程使用独立页表
考虑两个场景
- 场景1：用户态切陷入内核态采用方案1），进程从用户态陷入内核态时（系统调用，中断都可触发），不需要切换页表；采用方案2），用户态陷入内核态时，需要切换页表。并且进入内核态时，根据没有跳板(一段专代码）来完成切换，因为内核地址空间在切换之后根本没有映射。
- 场景2：任务切换如果进程跑在用户态，来了中断，陷入内核态，然后任务切换。 方案1）在陷入内核态时有一次页表切换；方案2）在任务切切换有一次页表切换。两者打平手。但通常任务切换之后，新任务也要回到用户态的，那方案1）又会引入一次页切换。在程序的实际运行过程中，程序调用系统调用的次数比任务切换的次数多，所以方案1）远比方案2）有优势。
地址转换
一张图解释 用户空间 内核空间 物理地址的转换关系
在linux中，物理地址用page结构 表示，物理内存在初始化时已经生成了page结构管理，其他地址空间则需要生成page再进行管理（ioremap）。物理地址可以被映射到内核空间或进程空间，也可以从内核空间或进程用户空间解除物理地址（page）。
所有转换中，只有mmap可以在进程中使用，其他都是内核函数。即使使用mmap，其内部也是靠内核中使用remap_pfn_range实现的。所有地址空间转换都在内核中实现。