linux内存映射文件

1. linux 内核的内存管理 - 概念

Concepts overview — The Linux Kernel documentation

Linux中的内存管理是一个复杂的系统，经过多年的发展，它包含越来越多的功能，以支持从 MMU-less microcontrollers 到 supercomputers 的各种系统。
没有MMU内存管理的系统被称为 nommu ，它值得写一份专门的文档进行描述。
尽管有些概念是相同的，这里我们假设MMU可用，CPU可以将虚拟地址转换为物理地址。

计算机系统中的物理内存是有限资源，即便支持内存热插拔，其可以安装的内存也有限的。物理内存不一定必须是连续的；它可以作为一组不同的地址范围被访问。此外，不同的CPU架构，甚至同架构的不同实现对如何定义这些地址范围都是不同的。

这使得直接处理物理内存异常复杂，为了避免这种复杂性，开发了 虚拟内存 （virtual memory） 的概念。

虚拟内存从应用软件中抽象出物理内存的细节，只允许在物理内存中保留需要的信息 （demand paging） ，并提供一种机制来保护和控制进程之间的数据共享。

通过虚拟内存，每次内存访问都访问一个 虚拟地址 。当CPU对从系统内存读取（或写入）的指令进行解码时，它将该指令中编码的虚拟地址转换为内存控制器可以理解的物理地址。

物理内存被切分为 页帧 page frames 或 页 pages 。页的大小是基于架构的。一些架构允许从几个支持的值中选择页大小；此选择在内核编译时设置到内核配置。

每个物理内存页都可以映射为一个或多个 虚拟页（virtual pages） 。映射关系描述在 页表（page tables） 中，页表将程序使用的虚拟地址转换为物理内存地址。页表以层次结构组织。

最底层的表包含软件使用的实际内存页的物理地址。较高层的表包含较低层表页的物理地址。顶层表的指针驻留在寄存器中。
当CPU进行地址转换的时候，它使用寄存器访问顶级页表。

虚拟地址的高位，用于顶级页表的条目索引。然后，通过该条目访问下级，下级的虚拟地址位又作为其下下级页表的索引。虚拟地址的最低位定义实际页内的偏移量。

地址转换需要多次内存访问，而内存访问相对于CPU速度来说比较慢。为了避免在地址转换上花费宝贵的处理器周期，CPU维护着一个称为 TLB （Translation Lookaside Buffer）的用于地址转换缓存（cache）。通常TLB是非常稀缺的资源，需要大内存工作应用程序会因为TLB未命中而影响性能。

很多现代CPU架构允许页表的高层直接映射到内存页。例如，x86架构，可以通过二级、三级页表的条目映射2M甚至1G内存页。在Linux中，这些内存页称为 大页 （Huge） 。大页的使用显著降低了TLB的压力，提高了TLB命中率，从而提高了系统的整体性能。

Linux提供两种机制开启使用大页映射物理内存。

第一个是 HugeTLB 文件系统，即 hugetlbfs 。它是一个伪文件系统，使用RAM作为其存储。在此文件系统中创建的文件，数据驻留在内存中，并使用大页进行映射。
关于 HugeTLB Pages

另一个被称为 THP (Transparent HugePages) ，后出的开启大页映射物理内存的机制。
与 hugetlbfs 不同，hugetlbfs要求用户和/或系统管理员配置系统内存的哪些部分应该并可以被大页映射；THP透明地管理这些映射并获取名称。
关于 Transparent Hugepage Support

通常，硬件对不同物理内存范围的访问方式有所限制。某些情况下，设备不能对所有可寻址内存执行DMA。在其他情况下，物理内存的大小超过虚拟内存的最大可寻址大小，需要采取特殊措施来访问部分内存。还有些情况，物理内存的尺寸超过了虚拟内存的最大可寻址尺寸，需要采取特殊措施来访问部分内存。

Linux根据内存页的使用情况，将其组合为多个 zones 。比如， ZONE_DMA 包含设备用于DMA的内存， ZONE_HIGHMEM 包含未永久映射到内核地址空间的内存， ZONE_NORMAL 包含正常寻址内存页。
内存zones的实际层次架构取决于硬件，因为并非所有架构都定义了所有的zones，不同平台对DMA的要求也不同。

多处理器机器很多基于 NUMA （Non-Uniform Memory Access system - 非统一内存访问系统 ）架构。 在这样的系统中，根据与处理器的“距离”，内存被安排成具有不同访问延迟的 banks 。每个 bank 被称为一个 node ，Linux为每个 node 构造一个独立的内存管理子系统。 Node 有自己的zones集合、free&used页面列表，以及各种统计计数器。
What is NUMA?
NUMA Memory Policy

物理内存易失，将数据放入内存的常见情况是读取文件。读取文件时，数据会放入 页面缓存（page cache） ，可以在再次读取时避免耗时的磁盘访问。同样，写文件时，数据也会被放入 页面缓存 ，并最终进入存储设备。被写入的页被标记为 脏页（dirty page） ，当Linux决定将其重用时，它会将更新的数据同步到设备上的文件。

匿名内存 anonymous memory 或 匿名映射 anonymous mappings 表示没有后置文件系统的内存。这些映射是为程序的stack和heap隐式创建的，或调用mmap（2）显式创建的。通常，匿名映射只定义允许程序访问的虚拟内存区域。读，会创建一个页表条目，该条目引用一个填充有零的特殊物理页。写，则分配一个常规物理页来保存写入数据。该页将被标记为脏页，如果内核决定重用该页，则脏页将被交换出去 swapped out 。

纵贯整个系统生命周期，物理页可用于存储不同类型的数据。它可以是内核内部数据结构、设备驱动DMA缓冲区、读取自文件系统的数据、用户空间进程分配的内存等。
根据内存页使用情况，Linux内存管理会区别处理。可以随时释放的页面称为 可回收（reclaimable） 页面，因为它们把数据缓存到了其他地方（比如，硬盘），或者被swap out到硬盘上。
可回收页最值得注意的是 页面缓存 和 匿名页面 。

在大多数情况下，存放内部内核数据的页，和用作DMA缓冲区的页无法重用，它们将保持现状直到用户释放。这样的被称为 不可回收页（unreclaimable） 。
然而，在特定情况下，即便是内核数据结构占用的页面也会被回收。
例如，文件系统元数据的缓存（in-memory）可以从存储设备中重新读取，因此，当系统存在内存压力时，可以从主内存中丢弃它们。

释放可回收物理内存页并重新调整其用途的过程称为 (surprise!) reclaim 。
Linux支持异步或同步回收页，取决于系统的状态。
当系统负载不高时，大部分内存是空闲的，可以立即从空闲页得到分配。
当系统负载提升后，空闲页减少，当达到某个阈值（ low watermark ）时，内存分配请求将唤醒 kswapd 守护进程。它将以异步的方式扫描内存页。如果内存页中的数据在其他地方也有，则释放这些内存页；或者退出内存到后置存储设备（关联 脏页 ）。

随着内存使用量进一步增加，并达到另一个阈值- min watermark -将触发回收。这种情况下，分配将暂停，直到回收到足够的内存页。

当系统运行时，任务分配并释放内存，内存变得碎片化。
虽然使用虚拟内存可以将分散的物理页表示为虚拟连续范围，但有时需要分配大的连续的物理内存。这种需求可能会提升。例如，当设备驱动需要一个大的DMA缓冲区时，或当THP分配一个大页时。
内存地址压缩（compaction ） 解决了碎片问题。
该机制将占用的页从内存zone的下部移动到上部的空闲页。压缩扫描完成后，zone开始处的空闲页就并在一起了，分配较大的连续物理内存就可行了。

与 reclaim 类似， compaction 可以在 kcompactd守护进程中异步进行，也可以作为内存分配请求的结果同步进行。

在存在负载的机器上，内存可能会耗尽，内核无法回收到足够的内存以继续运行。
为了保障系统的其余部分，引入了 OOM killer 。

OOM killer 选择牺牲一个任务来保障系统的总体健康。选定的任务被killed，以期望在它退出后释放足够的内存以继续正常的操作。

2. Linux - 用户态内存映射 和 内核态内存映射

操作系统的内存管理，主要分为三个方面。
第一，物理内存的管理，相当于会议室管理员管理会议室。
第二，虚拟地址的管理，也即在项目组的视角，会议室的虚拟地址应该如何组织。
第三，虚拟地址和物理地址如何映射，也即会议室管理员如果管理映射表。

那么虚拟地址和物理地址如何映射呢？

每一个进程都有一个列表vm_area_struct，指向虚拟地址空间的不同的内存块，这个变量的名字叫mmap。

其实内存映射不仅仅是物理内存和虚拟内存之间的映射，还包括将文件中的内容映射到虚拟内存空间。这个时候，访问内存空间就能够访问到文件里面的数据。而仅有物理内存和虚拟内存的映射，是一种特殊情况。

如果我们要申请小块内存，就用brk。brk函数之前已经解析过了，这里就不多说了。如果申请一大块内存，就要用mmap。对于堆的申请来讲，mmap是映射内存空间到物理内存。

另外，如果一个进程想映射一个文件到自己的虚拟内存空间，也要通过mmap系统调用。这个时候mmap是映射内存空间到物理内存再到文件。可见mmap这个系统调用是核心，我们现在来看mmap这个系统调用。

用户态的内存映射机制包含以下几个部分。

物理内存根据NUMA架构分节点。每个节点里面再分区域。每个区域里面再分页。

物理页面通过伙伴系统进行分配。分配的物理页面要变成虚拟地址让上层可以访问，kswapd可以根据物理页面的使用情况对页面进行换入换出。

对于内存的分配需求，可能来自内核态，也可能来自用户态。

对于内核态，kmalloc在分配大内存的时候，以及vmalloc分配不连续物理页的时候，直接使用伙伴系统，分配后转换为虚拟地址，访问的时候需要通过内核页表进行映射。

对于kmem_cache以及kmalloc分配小内存，则使用slub分配器，将伙伴系统分配出来的大块内存切成一小块一小块进行分配。

kmem_cache和kmalloc的部分不会被换出，因为用这两个函数分配的内存多用于保持内核关键的数据结构。内核态中vmalloc分配的部分会被换出，因而当访问的时候，发现不在，就会调用do_page_fault。

对于用户态的内存分配，或者直接调用mmap系统调用分配，或者调用malloc。调用malloc的时候，如果分配小的内存，就用sys_brk系统调用；如果分配大的内存，还是用sys_mmap系统调用。正常情况下，用户态的内存都是可以换出的，因而一旦发现内存中不存在，就会调用do_page_fault。

3. linux两种共享内存的区别

持久性不同、文件反射方式不同。
1、持久性不同。sysvshm是持久化的，除非被一个进程明确的芹哗删除，否则它始终存在州粗于内存里，直到系统关机。mmap映射的内存在不是持久化的，假如进程关闭，映射随即失效，除非事前已经映射到了一个文件上。
2、文件反射方式不同。前者用COW的方式，把文件映射到当前的进程空间，修改操作不会改动源文件。后者直接把文件映射到当前的进程空间，所有的修改会直接反应到文件的page cache，而后由册首镇内核自动同步到映射文件上。

4. linux内核中虚拟内存是怎样映射到物理内存

当程序在运行的时轮陆候，会检燃桐拿测到数据在虚拟内存中，并没在物理内存中，皮搭这时候会产生一个缺页中断， 有缺页中断来映射。

5. 嵌入式 linux基于arm中，其中的 内存映射 是什么意思具体完成什么过程一定采纳

内存映射主要是在linux底层部分，就是把硬件外设的各种寄存器直接变为可以操作回的地址，也就是说，每答一个硬件都会有一块内存来代表它，我们直接操作这块内存就等于操作了硬件，比方说I2c,它有控制寄存器，数据寄存器，这些寄存器都会被映射到内存里，我们直接操作这块内存，就操作了寄存器，也就控制了设备

6. Linux 如何映射Windows主机上中文名的共享文件夹

CentOS 6.3安装时不会进入图形安装界面的问题

前段时间重新下载了CentOS6.3的完整包打算完整安装，因为内用的是容VBOX，
默认的设置内存为512M，但是安装的时候还是进入文字界面而不是进入图形界面。

一再上网找都没找到原因，似乎大家装的都很顺利，后来开始找虚拟机配置的问题，
在把内存调整到1G时，顺利的进入了图形界面。 www.2cto.com

装完后，又把虚拟内存调整回512M，运行正常。足够学习用了。

做个小记录，怕以后自己忘记了，这个问题在现在应该比较少遇到，但是如果玩
vbox装的话，如果只用默认的设置建虚拟机还是会遇到这种问题的。

7. Linux将设备地址映射到用户空间内存映射与VMA

一般情况下，用户空间是不可能也不应该直接访问设备的，但是，设备驱动程序中可实现mmap ()函数，这个函数可使得用户空间能直接访问设备的物理地址。实际上，mmap ()实现了这样的一个映射过程:它将用户空间的一段内存与设备内存关联，当用户访问用户空间的这段地址范围时，实际上会转化为对设备的访问。
这种能力对于显示适配器一类的设备非常有意义，如果用户空间可直接通过内存映射访问显存的话，屏幕帧的各点像素将不再需要一个从用户空间到内核空间的复制的过程。
mmap ()必须以PAGE_SIZE为单位进行映射，实际上，内存只能以页为单位进行映射，若要映射非PAGE_SIZE整数倍的地址范围，要先进行页对齐，强行以PAGE_SIZE的倍数大小进行映射。
从file_operations文件操作结构体可以看出，驱动中mmap ()函数的原型如下:
int ( *mmap)(struct file *, struct vm_area_struct* ) ;
驱动中的mmap (） 函数将在用户进行mmap (）系统调用时最终被调用，mmap (）系统调用的原型与file_operations中mmap (）的原型区别很大，如下所示:
caddr_t mmap (caddr_t addr，size_t len，int prot，int flags，int fd，off_t offset);
参数fd为文件描述符，一般由open ()返回，fd也可以指定为-1，此时需指定flags参数中的MAP_ANON，表明进行的是匿名映射。
len是映射到调用用户空间的字节数，它从被映射文件开头offset个字节开始算起，offset参数一般设为0，表示从文件头开始映射。
prot参数指定访问权限，可取如下几个值的“或”:PROT_READ(可读)、PROT_WRITE(可写)、PROT_EXEC(可执行）和PROT_NONE（不可访问)。
参数addr指定文件应被映射到用户空间的起始地址，一般被指定为NULL，这样，选择起始地址的任务将由内核完成，而函数的返回值就是映射到用户空间的地址。其类型caddr_t实际上就是void*。
当用户调用mmap ()）的时候，内核会进行如下处理。
1）在进程的虚拟空间查找一块VMA。
2）将这块VMA进行映射。
3）如果设备驱动程序或者文件系统的file_operations定义了mmap ()操作，则调用它。
4）将这个VMA插入进程的VMA链表中。
file_operations中mmap (）函数的第一个参数就是步骤1）找到的VMA。
由mmap ()系统调用映射的内存可由munmap (）解除映射，这个函数的原型如下:
int munmap(caddr_t addr, size_t len ) ;
驱动程序中mmap ()的实现机制是建立页表，并填充VMA结构体中vm_operations_struct指针。

8. linux下的root,bin, cdrom,etc,initrd,lib分别主要放哪些文件的啊

总体的，不好归类的

/media 用来挂载存储设备，DVD, CD-ROM等
/mnt 用来临时挂载文件系统，可插拔的设备应该挂载到/media上去
/home 除root之外的用户目录的默认所在地
/root root用户目录
/bin 最常用的命令
/sbin 系统管理员使用的命令(sbin=system bin)
/usr/local 使用源码安装的话，一般把prefix目录指定到这里，如/usr/local/ruby
/usr/share/applications desktop文件是桌面的菜单项
~/.gnome*,~/.gconf* gnome面板的个人配置信息，当gnome面板乱了，可以尝试删除这些文件来恢复默认面板

/boot目录，kernel相关部分

/boot/symvers-%{KRELEASE}.gz 保存着内核中所有符号的crc值
/boot/System.map-%{KRELEASE} 给kernel使用的符号表(symbol table)
/boot/vmlinuz-%{KRELEASE} 可引导的、压缩的内核
/boot/initrd-%{KRELEASE}.img 包含了支持 Linux 系统两阶段引导过程所需要的必要可执行程序和系统文件
/boot/config-%{KRELEASE} 包括kernel的make config
/boot/message cpio格式的打包文件，存放Grub的配置信息，里面包括了图片，文字说明等内容
/boot目录，grub配置

/boot/grub/menu.lst 一个链接文件，真实文件是grub.conf
/boot/grub/grub.conf grub的配置文件
/boot/grub/device.map 设备的映射文件
/boot/grub/splash.xpm.gz grub开机画面的gzip压缩包
/boot/grub/stageN 一般有stage1和stage2，是grub的核心，受限于mbr512字节的大小限制，所以切开成几个，stage1是用来加载stage2的
/boot/grub/XXX_stage1_5 stage2文件较大，一般存放于文件系统中，需要XXX_stage1_5来识别各种各样的文件系统
/etc目录，系统用户/用户组

/etc/passwd 存放所有系统用户及相关信息
/etc/shadow 存放所有系统用户的密码信息
/etc/group 存放所有系统用户组及相关信息
/etc/gshadow 存放所有系统用户组的密码信息
/etc目录，系统启动流程相关

/etc/issue 发行版信息
/etc/redhat-release redhat版本信息

/etc/inittab 系统初始化配置
/etc/init.d 存放服务脚本的地方
/etc/rc[0-6S].d 每个运行级别对应的服务，里边的脚本都是链接到/etc/init.d目录
/etc/rc rc启动脚本
/etc/rc.local 在所有init脚本结束后调用
/etc/rc.sysinit 在系统启动时运行一次
/etc/profile 环境变量配置
/etc/profile.d 保存一些脚本，可在/etc/profile中调用
~/.bash_profile 针对某个用户的配置，会调用.bash_rc
~/.bashrc 针对某个用户的配置，会调用/etc/bashrc
/etc/bashrc 使用bash时，可设置全局环境配置
~/.bash_history 命令的历史记录
~/.bash_logout 用户退出时执行
/etc/xinetd.conf xinetd的配置文件
/etc/xinetd.d 存放xinetd服务的地方
/etc目录，基本应用配置相关

/etc/skel 存放用户文件的“骨架”，当一个用户创建的时候，里边的文件就会拷贝到相应的home目录
/etc/X11 存放X Window的系统配置文件，例如xorg.conf
/etc/DIR_COLORS ls的时候，文件/文件夹显示的颜色
/etc/mtab 记录目前挂载的文件系统信息
/etc/fastboot 由shutdown -f 所产生的 ,在重启之后, 系统会去检查这个文件是否存在以决定是否要执行fsck
/etc/nologin 系统关闭的时候自动产生，里边放着shutdown message。在这个时候如果有用户企图登录，就会打印出这个文件存放的message，然后阻止你登录
/etc/fstab 默认的文件系统挂载情况
/etc/virc vi的配置

/etc/vimrc vim的配置

/etc/wgetrc wget的配置
/etc/yum.conf yum的配置

/etc/yum.repos.d yum源的存放位置
/etc/kmp.conf kmp内核的配置文件

/etc/my.cnf mysql的配置文件

/etc/ssh ssh的配置文件目录，重要的有sshd_config

/etc/syslog.conf syslog的配置文件

/etc/updatedb.conf updatedb的配置文件

/etc/mtools.conf mtools配置，用于在*UNIX系统中直接访问dos/win文件系统
/etc/sysctl.conf sysctl预加载的配置文件
/etc/moprobe.conf modprobe的配置文件
/etc/ld.so.conf 加载动态链接库的配置文件，默认会加载ld.so.conf.d里边的配置
/etc/ld.so.conf.d 存放动态链接库的配置文件
/etc/ld.so.cache 动态链接库的缓存，二进制文件，可以通过ldconfig --print-cache查看
/etc/services 网络服务列表(服务名,端口，协议等)
/etc目录，域名解析，主机访问控制

/etc/host.conf 定义DNS客户端主机发出域名解析的处理顺序，默认是先查看/etc/hosts文件，再发送远程请求
/etc/hosts 自定义ip-域名解析
/etc/resolv.conf DNS服务器地址
/etc/hosts.allow 和hosts.deny一起用来作为tcpd服务器的配置文件，tcpd服务器可以控制外部IP对本机服务的访问。hosts.allow控制可以访问本机的IP地址
/etc/hosts.deny 控制禁止访问本机的IP。如果和hosts.allow的配置有冲突，以hosts.deny为准
/etc目录，定时任务控制

/etc/crontab cron任务的配置文件，一般在里边配置有cron.hourly，cron.daily，cron.weekly和cron.monthly
/etc/cron.d 如果你要在特殊的时间使用crontab，可以把配置放到文件夹里边，配置的格式和/etc/crontab一样
/etc /cron.daily 每天定时任务
/etc/cron.hourly 每小时定时任务
/etc/cron.monthly 每月定时任务
/etc/cron.weekly 每星期定时任务
/etc/cron.allow 指定那些用户可以使用crontab
/etc/cron.deny 指定哪些用户禁止使用crontab，如果文件存在且为空，所有人都可以使用，如果文件不存在，那么只有root可以使用
/etc/at.allow 指定那些用户可以使用at
/etc/at.deny 指定哪些用户禁止使用at，如果文件存在且为空，所有人都可以使用，如果文件不存在，那么只有root可以使用
/dev目录 硬件设备信息
/dev/hd[a-z] 第几个IDE硬盘
/dev/tty[0-9] 第几个虚拟控制台
/dev/sd[a-z] 第几个SCSI或SATA硬盘
/dev/zero 一个无穷尽地提 供0(NULL)的设备，可以用来初始化文件
/dev/null 一个空设备，可以向它输出任何数据，而任何写入它的输出都会被抛弃。如果不想让消息以标准输出显示或写入文件，那么可以将消息重定向到位桶
/dev/stderr 链接文件，指向/proc/self/fd/2(标准错误)
/dev/stdin 链接文件，指向/proc/self/fd/0(标准输入)
/dev/stdout 链接文件，指向/proc/self/fd/1(标准输出)
/dev/console 系统控制台，也就是直接和系统连接的监视器。如果你用cat查看该设备，并敲入一些内容，可以看到在屏幕上回显
/dev/fd[0-9] 第几个软驱设备
/dev/st SCSI磁带驱动器
/dev/pty 提供远程登陆伪终端支持。在进行Telnet登录时就要用到该设备
/dev/ttys 计算机串行接口，对于DOS来说就是com1口

/dev/cua 计算机串行接口，与调制解调器一起使用的设备
/proc目录 虚拟文件系统

/proc/apm Advanced Power Management(APM)系统信息，与apm命令相关
/proc/buddyinfo 每个内存区中的每个order有多少块可用,和内存碎片问题有关
/proc/cmdline 启动时传递给kernel的参数信息
/proc/cpuinfo cpu的信息
/proc/crypto 内核使用的所有已安装的加密密码及细节
/proc/devices 已经加载的设备并分类
/proc/dma 已注册使用的ISA DMA频道列表
/proc/execdomains Linux内核当前支持的execution domains
/proc/fb 帧缓冲设备列表，包括数量和控制它的驱动
/proc/filesystems 内核当前支持的文件系统类型
/proc/interrupts x86架构中的每个IRQ中断数
/proc/iomem 每个物理设备当前在系统内存中的映射
/proc/ioports 一个设备的输入输出所使用的注册端口范围
/proc/kcore 代表系统的物理内存，存储为核心文件格式，里边显示的是字节数，等于RAM大小加上4kb
/proc/kmsg 记录内核生成的信息，可以通过/sbin/klogd或/bin/dmesg来处理
/proc/loadavg 根据过去一段时间内CPU和IO的状态得出的负载状态，与uptime命令有关
/proc/locks 内核锁住的文件列表
/proc/mdstat 多硬盘，RAID配置信息(md=multiple disks)
/proc/meminfo RAM使用的相关信息
/proc/misc 其他的主要设备(设备号为10)上注册的驱动
/proc/moles 所有加载到内核的模块列表
/proc/mounts 系统中使用的所有挂载
/proc/mtrr 系统使用的Memory Type Range Registers (MTRRs)
/proc/partitions 分区中的块分配信息
/proc/pci 系统中的PCI设备列表
/proc/slabinfo 系统中所有活动的 slab 缓存信息
/proc/stat 所有的CPU活动信息
/proc/sysrq-trigger 使用echo命令来写这个文件的时候，远程root用户可以执行大多数的系统请求关键命令，就好像在本地终端执行一样。要写入这个文件，需要把/proc/sys/kernel/sysrq不能设置为0。这个文件对root也是不可读的
/proc/uptime 系统已经运行了多久
/proc/swaps 交换空间的使用情况
/proc/version Linux内核版本和gcc版本
/proc/bus 系统总线(Bus)信息，例如pci/usb等

/proc/driver 驱动信息
/proc/fs 文件系统信息
/proc/ide ide设备信息
/proc/irq 中断请求设备信息
/proc/net 网卡设备信息
/proc/scsi scsi设备信息
/proc/tty tty设备信息
/proc/net/dev 显示网络适配器及统计信息
/proc/vmstat 虚拟内存统计信息
/proc/vmcore 内核panic时的内存映像
/proc/diskstats 取得磁盘信息
/proc/schedstat kernel调度器的统计信息

/proc/zoneinfo 显示内存空间的统计信息，对分析虚拟内存行为很有用

/proc目录， 进程N的信息

/proc/N pid为N的进程信息
/proc/N/cmdline 进程启动命令
/proc/N/cwd 链接到进程当前工作目录
/proc/N/environ 进程环境变量列表
/proc/N/exe 链接到进程的执行命令文件
/proc/N/fd 包含进程相关的所有的文件描述符
/proc/N/maps 与进程相关的内存映射信息
/proc/N/mem 指代进程持有的内存，不可读
/proc/N/root 链接到进程的根目录
/proc/N/stat 进程的状态
/proc/N/statm 进程使用的内存的状态
/proc/N/status 进程状态信息，比stat/statm更具可读性
/proc/self 链接到当前正在运行的进程
/var目录 存放经常变化数据的地方

/var/lib/rpm 存放大多数rpm相关的文件
/var/cache/yum yum升级时下载的rpm文件的临时存放地，还包括系统中rpm包的头信息
/var/spool/cron/$username 每个用户自定义的cron任务，可以使用crontab或vi来操作
/var/lock 一般用来存放文件锁

/var/log 一般用来存放日志文件
/var/run 一般用来存放pid文件
/var/crash 一般是存放系统崩溃时产生的信息

/var/cache 一般用来存放缓存信息,例如yum package的缓存

/etc/sysconfig目录 系统基本配置

/etc/sysconfig/amd 为amd提供操作参数，用来自动mount/unmount文件系统
/etc/sysconfig/apmd 由apmd使用来配置电源设置

/etc/sysconfig/arpwatch 在启动的时候传递给arpwatch守护进程的参数
/etc/sysconfig/authconfig 设置主机使用的验证方式
/etc/sysconfig/autofs 自动挂载设备的自定义选项
/etc/sysconfig/clock 系统硬件时钟的设置
/etc/sysconfig/desktop 设置新用户的桌面和进入运行级别5所使用的显示管理器
/etc/sysconfig/dhcpd 在启动的时候传递给dhcpd守护进程的参数
/etc/sysconfig/gpm 在启动的时候传递给gpm守护进程的参数
/etc/sysconfig/hwconf 列出kudzu检测到的所有硬件
/etc/sysconfig/i18n 默认系统语言，系统支持的所有语言，默认系统字体
/etc/sysconfig/init 系统启动时的显示方式
/etc/sysconfig/ip6tables-config 在系统启动或者ip6tables服务启动时，内核用来设置IPv6包过滤

/etc/sysconfig/iptables-config 在系统启动或者iptables服务启动时，内核用来设置包过滤
/etc/sysconfig/keyboard 控制键盘的行为
/etc/sysconfig/kudzu 在启动的时候通过kudzu触发一次安全的系统硬件探查
/etc/sysconfig/named 在启动的时候传递给named守护进程的参数
/etc/sysconfig/netmp netmp服务的配置文件
/etc/sysconfig/network 网络的配置信息
/etc/sysconfig/ntpd 在启动的时候传递给ntpd守护进程的参数
/etc/sysconfig/radvd 在启动的时候传递给radvd守护进程的参数
/etc/sysconfig/samba 在启动的时候传递给smbd/nmbd守护进程的参数
/etc/sysconfig/selinux selinux的基本控制选项
/etc/sysconfig/spamassassin 在启动的时候传递给spamd守护进程的参数
/etc/sysconfig/squid 在启动的时候传递给squid守护进程的参数
/etc/sysconfig/vncservers 配置vnc服务启动的方式
/etc/sysconfig/xinetd 在启动的时候传递给xinetd守护进程的参数
/proc/sys目录 系统重要配置参数，涉及众多内核参数
/proc/sys/fs/file-max 可以分配的文件句柄的最大数目
/proc/sys/fs/file-nr 已分配文件句柄的数目、已使用文件句柄的数目、文件句柄的最大数目
/proc/sys/fs/inode-* 任何以名称“inode”开头的文件所执行的操作与上面那些以名称“file”开头的文件所执行的操作一样，但所执行的操作与索引节点有关，而与文件句柄无关
/proc/sys/fs/overflowuid 和 /proc/sys/fs/overflowgid 这两个文件分别保存那些支持 16 位用户标识和组标识的任何文件系统的用户标识（UID）和组标识（GID）
/proc/sys/fs/super-max 该文件指定超级块处理程序的最大数目。挂装的任何文件系统需要使用超级块，所以如果挂装了大量文件系统，则可能会用尽超级块处理程序
/proc/sys/fs/super-nr 显示当前已分配超级块的数目
/proc/sys/kernel/acct 该文件有三个可配置值，根据包含日志的文件系统上可用空间的数量（以百分比表示），这些值控制何时开始进行进程记帐：如果可用空间低于这个百分比值，则停止进程记帐/如果可用空间高于这个百分比值，则开始进程记帐/检查上面两个值的频率（以秒为单位）
/proc/sys/kernel/ctrl-alt-del 该值控制系统在接收到 ctrl+alt+delete 按键组合时如何反应
/proc/sys/kernel/domainname 配置网络域名
/proc/sys/kernel/hostname 主机名
/proc/sys/kernel/msgmax 指定了从一个进程发送到另一个进程的消息的最大长度
/proc/sys/kernel/msgmnb 指定在一个消息队列中最大的字节数
/proc/sys/kernel/msgmni 指定消息队列标识的最大数目
/proc/sys/kernel/panic 如果发生“内核严重错误（kernel panic）”，内核在重新引导之前等待的时间
/proc/sys/kernel/printk 该文件有四个数字值，它们根据日志记录消息的重要性，定义将其发送到何处
/proc/sys/kernel/shmall 在任何给定时刻系统上可以使用的共享内存的总量（以字节为单位）
/proc/sys/kernel/shmax 内核所允许的最大共享内存段的大小（以字节为单位）
/proc/sys/kernel/shmmni 用于整个系统共享内存段的最大数目
/proc/sys/kernel/sysrq 如果该文件指定的值为非零，则激活 System Request Key
/proc/sys/kernel/threads-max 内核所能使用的线程的最大数目
/proc/sys/net/core/message_burst 写新的警告消息所需的时间（以 1/10 秒为单位）；在这个时间内所接收到的其它警告消息会被丢弃。这用于防止某些企图用消息“淹没”您系统的人所使用的拒绝服务攻击
/proc/sys/net/core/message_cost 存有与每个警告消息相关的成本值。该值越大，越有可能忽略警告消息
/proc/sys/net/core/netdev_max_backlog 在接口接收数据包的速率比内核处理这些包的速率快时，允许送到队列的数据包的最大数目
/proc/sys/net/core/optmem_max 每个套接字所允许的最大缓冲区的大小
/proc/sys/net/core/rmem_default 接收套接字缓冲区大小的缺省值（以字节为单位）
/proc/sys/net/core/rmem_max 接收套接字缓冲区大小的最大值（以字节为单位）。

/proc/sys/net/core/wmem_default 发送套接字缓冲区大小的缺省值（以字节为单位）。

/proc/sys/net/core/wmem_max 发送套接字缓冲区大小的最大值（以字节为单位）

/proc/sys/net/ipv4/ip_forward ip转发是否生效
/proc/sys/net/ipv4/tcp_retrans_collapse 控制TCP双方窗口协商出现错误的时候的一些重传的行为。但是在老的2.6的核 (<2.6.18)里头，这个重传会导致kernel oops，kernel panic，所以如果出现有 tcp_retrans_*样子的kernel panic，可以把这个参数给设置成0

/proc/sys/vm/buffermem 控制用于缓冲区内存的整个系统内存的数量（以百分比表示）。它有三个值，通过把用空格相隔的一串数字写入该文件来设置这三个值。用于缓冲区的内存的最低百分比/如果发生所剩系统内存不多，而且系统内存正在减少这种情况，系统将试图维护缓冲区内存的数量/用于缓冲区的内存的最高百分比
/proc/sys/vm/freepages 控制系统如何应对各种级别的可用内存。它有三个值，通过把用空格相隔的一串数字写入该文件来设置这三个值。如果系统中可用页面的数目达到了最低限制，则只允许内核分配一些内存/如果系统中可用页面的数目低于这一限制，则内核将以较积极的方式启动交换，以释放内存，从而维持系统性能/内核将试图保持这个数量的系统内存可用。低于这个值将启动内核交换
/proc/sys/vm/kswapd 控制允许内核如何交换内存。它有三个值，通过把用空格相隔的一串数字写入该文件来设置这三个值：内核试图一次释放的最大页面数目。如果想增加内存交换过程中的带宽，则需要增加该值/内核在每次交换中试图释放页面的最少次数/内核在一次交换中所写页面的数目。这对系统性能影响最大。这个值越大，交换的数据越多，花在磁盘寻道上的时间越少。然而，这个值太大会因“淹没”请求队列而反过来影响系统性能

/proc/sys/vm/pagecache 该文件与/proc/sys/vm/buffermem 的工作内容一样，但它是针对文件的内存映射和一般高速缓存

/proc/sys/vm/dirty_background_ratio 记录当所有被更改页面总大小占工作内存超过某个限制时，pdflush 会开始写回工作,默认是10%
/proc/sys/vm/dirty_ratio 控制文件系统的文件系统写缓冲区的大小，单位是百分比，表示系统内存的百分比，表示当写缓冲使用到系统内存多少的时候，开始向磁盘写出数据。默认是40%
/proc/sys/vm/dirty_writeback_centisecs 记录pdflush进程把page cache里边的内容写入磁盘的时间周期，默认是5秒
/proc/sys/vm/dirty_expire_centisecs 控制一个更改过的页面经过多长时间后被认为是过期的、必须被写回的页面，默认是30秒
/proc/sys/vm/laptop_mode 是否使用笔记本模式，在kernel2.6之后支持

9. 【深入浅出Linux】关于mmap的解析

看这篇文章之前需要知道一个概念

虚拟内存系统通过将虚拟内存分割为称作虚拟页(Virtual Page，VP)大小固定的块，一般情况下，每个虚拟页的大小默认是4096字节。同样的，物理内存也被分割为物理页(Physical Page，PP)，也为4096字节。

在LINUX中我们可以使用mmap用来在进程虚拟内存地址空间中分配地址空间，创建和物理内存的映射关系。

映射关系可以分为两种
1、文件映射
磁盘文件映射进程的虚拟地址空间，使用文件内容初始化物理内存。
2、匿名映射
初始化全为0的内存空间。

而对于映射关系是否共享又分为
1、私有映射(MAP_PRIVATE)
多进程间数据共享，修改不反应到磁盘实际文件，是一个-on-write（写时复制）的映射方式。
2、共享映射(MAP_SHARED)
多进程间数据共享，修改反应到磁盘实际文件中。

因此总结起来有4种组合
1、私有文件映射
多个进程使用同样的物理内存页进行初始化，但是各个进程对内存文件的修改不会共享，也不会反应到物理文件中

2、私有匿名映射
mmap会创建一个新的映射，各个进程不共享，这种使用主要用于分配内存(malloc分配大内存会调用mmap)。
例如开辟新进程时，会为每个进程分配虚拟的地址空间，这些虚拟地址映射的物理内存空间各个进程间读的时候共享，写的时候会-on-write。

3、共享文件映射
多个进程通过虚拟内存技术共享同样的物理内存空间，对内存文件 的修改会反应到实际物理文件中，他也是进程间通信(IPC)的一种机制。

4、共享匿名映射
这种机制在进行fork的时候不会采用写时复制，父子进程完全共享同样的物理内存页，这也就实现了父子进程通信(IPC).

这里值得注意的是，mmap只是在虚拟内存分配了地址空间，只有在第一次访问虚拟内存的时候才分配物理内存。
在mmap之后，并没有在将文件内容加载到物理页上，只上在虚拟内存中分配了地址空间。当进程在访问这段地址时，通过查找页表，发现虚拟内存对应的页没有在物理内存中缓存，则产生"缺页"，由内核的缺页异常处理程序处理，将文件对应内容，以页为单位(4096)加载到物理内存，注意是只加载缺页，但也会受操作系统一些调度策略影响，加载的比所需的多。

1.write

因为物理内存是有限的，mmap在写入数据超过物理内存时，操作系统会进行页置换，根据淘汰算法，将需要淘汰的页置换成所需的新页，所以mmap对应的内存是可以被淘汰的（若内存页是"脏"的，则操作系统会先将数据回写磁盘再淘汰）。这样，就算mmap的数据远大于物理内存，操作系统也能很好地处理，不会产生功能上的问题。

2.read

从图中可以看出，mmap要比普通的read系统调用少了一次的过程。因为read调用，进程是无法直接访问kernel space的，所以在read系统调用返回前，内核需要将数据从内核复制到进程指定的buffer。但mmap之后，进程可以直接访问mmap的数据(page cache)。

测试结果来源于： 深入剖析mmap-从三个关键问题说起

1.读性能分析
场景：对2G的文件进行顺序写入

可以看到mmap在100byte写入时已经基本达到最大写入性能，而write调用需要在4096(也就是一个page size)时，才能达到最大写入性能。
从测试结果可以看出，在写小数据时，mmap会比write调用快，但在写大数据时，反而没那么快。

2.写性能分析
场景：对2G的文件进行顺序读取（为了避免磁盘对测试的影响，2G文件都缓存在pagecache中）

由上可以看出，在read上面，mmap的性能还是非常好的。

优点如下：

1、对文件的读取操作跨过了页缓存，减少了数据的拷贝次数，用内存读写取代I/O读写，提高了文件读取效率。

2、实现了用户空间和内核空间的高效交互方式。两空间的各自修改操作可以直接反映在映射的区域内，从而被对方空间及时捕捉。

3、提供进程间共享内存及相互通信的方式。不管是父子进程还是无亲缘关系的进程，都可以将自身用户空间映射到同一个文件或匿名映射到同一片区域。从而通过各自对映射区域的改动，达到进程间通信和进程间共享的目的。同时，如果进程A和进程B都映射了区域C，当A第一次读取C时通过缺页从磁盘复制文件页到内存中；但当B再读C的相同页面时，虽然也会产生缺页异常，但是不再需要从磁盘中复制文件过来，而可直接使用已经保存在内存中的文件数据。

4、可用于实现高效的大规模数据传输。内存空间不足，是制约大数据操作的一个方面，解决方案往往是借助硬盘空间协助操作，补充内存的不足。但是进一步会造成大量的文件I/O操作，极大影响效率。这个问题可以通过mmap映射很好的解决。换句话说，但凡是需要用磁盘空间代替内存的时候，mmap都可以发挥其功效。

缺点如下:

1.文件如果很小，是小于4096字节的，比如10字节，由于内存的最小粒度是页，而进程虚拟地址空间和内存的映射也是以页为单位。虽然被映射的文件只有10字节，但是对应到进程虚拟地址区域的大小需要满足整页大小，因此mmap函数执行后，实际映射到虚拟内存区域的是4096个字节，11~4096的字节部分用零填充。因此如果连续mmap小文件，会浪费内存空间。

3.如果更新文件的操作很多，会触发大量的脏页回写及由此引发的随机IO上。所以在随机写很多的情况下，mmap方式在效率上不一定会比带缓冲区的一般写快。

10. linux中使用了什么内存管理方法,为什么

“事实胜于雄辩”，我们用一个小例子（原形取自《User-Level Memory Management》）来展示上面所讲的各种内存区的差别与位置。

进程的地址空间对应的描述结构是“内存描述符结构”,它表示进程的全部地址空间，——包含了和进程地址空间有关的全部信息，其中当然包含进程的内存区域。

进程内存的分配与回收

创建进程fork()、程序载入execve()、映射文件mmap()、动态内存分配malloc()/brk()等进程相关操作都需要分配内存给进程。不过这时进程申请和获得的还不是实际内存，而是虚拟内存，准确的说是“内存区域”。进程对内存区域的分配最终都会归结到do_mmap（）函数上来（brk调用被单独以系统调用实现，不用do_mmap()），

内核使用do_mmap()函数创建一个新的线性地址区间。但是说该函数创建了一个新VMA并不非常准确，因为如果创建的地址区间和一个已经存在的地址区间相邻，并且它们具有相同的访问权限的话，那么两个区间将合并为一个。如果不能合并，那么就确实需要创建一个新的VMA了。但无论哪种情况，do_mmap()函数都会将一个地址区间加入到进程的地址空间中－－无论是扩展已存在的内存区域还是创建一个新的区域。

同样，释放一个内存区域应使用函数do_ummap()，它会销毁对应的内存区域。

如何由虚变实！

从上面已经看到进程所能直接操作的地址都为虚拟地址。当进程需要内存时，从内核获得的仅仅是虚拟的内存区域，而不是实际的物理地址，进程并没有获得物理内存（物理页面——页的概念请大家参考硬件基础一章），获得的仅仅是对一个新的线性地址区间的使用权。实际的物理内存只有当进程真的去访问新获取的虚拟地址时，才会由“请求页机制”产生“缺页”异常，从而进入分配实际页面的例程。

该异常是虚拟内存机制赖以存在的基本保证——它会告诉内核去真正为进程分配物理页，并建立对应的页表，这之后虚拟地址才实实在在地映射到了系统的物理内存上。（当然，如果页被换出到磁盘，也会产生缺页异常，不过这时不用再建立页表了）

这种请求页机制把页面的分配推迟到不能再推迟为止，并不急于把所有的事情都一次做完（这种思想有点像设计模式中的代理模式（proxy））。之所以能这么做是利用了内存访问的“局部性原理”，请求页带来的好处是节约了空闲内存，提高了系统的吞吐率。要想更清楚地了解请求页机制，可以看看《深入理解linux内核》一书。

这里我们需要说明在内存区域结构上的nopage操作。当访问的进程虚拟内存并未真正分配页面时，该操作便被调用来分配实际的物理页，并为该页建立页表项。在最后的例子中我们会演示如何使用该方法。

系统物理内存管理

虽然应用程序操作的对象是映射到物理内存之上的虚拟内存，但是处理器直接操作的却是物理内存。所以当应用程序访问一个虚拟地址时，首先必须将虚拟地址转化成物理地址，然后处理器才能解析地址访问请求。地址的转换工作需要通过查询页表才能完成，概括地讲，地址转换需要将虚拟地址分段，使每段虚地址都作为一个索引指向页表，而页表项则指向下一级别的页表或者指向最终的物理页面。

每个进程都有自己的页表。进程描述符的pgd域指向的就是进程的页全局目录。下面我们借用《linux设备驱动程序》中的一幅图大致看看进程地址空间到物理页之间的转换关系。

上面的过程说起来简单，做起来难呀。因为在虚拟地址映射到页之前必须先分配物理页——也就是说必须先从内核中获取空闲页，并建立页表。下面我们介绍一下内核管理物理内存的机制。

物理内存管理（页管理）

Linux内核管理物理内存是通过分页机制实现的，它将整个内存划分成无数个4k（在i386体系结构中）大小的页，从而分配和回收内存的基本单位便是内存页了。利用分页管理有助于灵活分配内存地址，因为分配时不必要求必须有大块的连续内存[3]，系统可以东一页、西一页的凑出所需要的内存供进程使用。虽然如此，但是实际上系统使用内存时还是倾向于分配连续的内存块，因为分配连续内存时，页表不需要更改，因此能降低TLB的刷新率（频繁刷新会在很大程度上降低访问速度）。

鉴于上述需求，内核分配物理页面时为了尽量减少不连续情况，采用了“伙伴”关系来管理空闲页面。伙伴关系分配算法大家应该不陌生——几乎所有操作系统方面的书都会提到,我们不去详细说它了，如果不明白可以参看有关资料。这里只需要大家明白Linux中空闲页面的组织和管理利用了伙伴关系，因此空闲页面分配时也需要遵循伙伴关系，最小单位只能是2的幂倍页面大小。内核中分配空闲页面的基本函数是get_free_page/get_free_pages，它们或是分配单页或是分配指定的页面（2、4、8…512页）。

注意：get_free_page是在内核中分配内存，不同于malloc在用户空间中分配，malloc利用堆动态分配，实际上是调用brk()系统调用，该调用的作用是扩大或缩小进程堆空间（它会修改进程的brk域）。如果现有的内存区域不够容纳堆空间，则会以页面大小的倍数为单位，扩张或收缩对应的内存区域，但brk值并非以页面大小为倍数修改，而是按实际请求修改。因此Malloc在用户空间分配内存可以以字节为单位分配,但内核在内部仍然会是以页为单位分配的。

另外,需要提及的是，物理页在系统中由页结构structpage描述，系统中所有的页面都存储在数组mem_map[]中，可以通过该数组找到系统中的每一页（空闲或非空闲）。而其中的空闲页面则可由上述提到的以伙伴关系组织的空闲页链表（free_area[MAX_ORDER]）来索引。

内核内存使用

Slab

所谓尺有所长，寸有所短。以页为最小单位分配内存对于内核管理系统中的物理内存来说的确比较方便，但内核自身最常使用的内存却往往是很小（远远小于一页）的内存块——比如存放文件描述符、进程描述符、虚拟内存区域描述符等行为所需的内存都不足一页。这些用来存放描述符的内存相比页面而言，就好比是面包屑与面包。一个整页中可以聚集多个这些小块内存；而且这些小块内存块也和面包屑一样频繁地生成/销毁。

为了满足内核对这种小内存块的需要，Linux系统采用了一种被称为slab分配器的技术。Slab分配器的实现相当复杂，但原理不难，其核心思想就是“存储池[4]”的运用。内存片段（小块内存）被看作对象，当被使用完后，并不直接释放而是被缓存到“存储池”里，留做下次使用，这无疑避免了频繁创建与销毁对象所带来的额外负载。

Slab技术不但避免了内存内部分片（下文将解释）带来的不便（引入Slab分配器的主要目的是为了减少对伙伴系统分配算法的调用次数——频繁分配和回收必然会导致内存碎片——难以找到大块连续的可用内存），而且可以很好地利用硬件缓存提高访问速度。

Slab并非是脱离伙伴关系而独立存在的一种内存分配方式，slab仍然是建立在页面基础之上，换句话说，Slab将页面（来自于伙伴关系管理的空闲页面链表）撕碎成众多小内存块以供分配，slab中的对象分配和销毁使用kmem_cache_alloc与kmem_cache_free。

Kmalloc

Slab分配器不仅仅只用来存放内核专用的结构体，它还被用来处理内核对小块内存的请求。当然鉴于Slab分配器的特点，一般来说内核程序中对小于一页的小块内存的请求才通过Slab分配器提供的接口Kmalloc来完成（虽然它可分配32到131072字节的内存）。从内核内存分配的角度来讲，kmalloc可被看成是get_free_page（s）的一个有效补充，内存分配粒度更灵活了。

有兴趣的话，可以到/proc/slabinfo中找到内核执行现场使用的各种slab信息统计，其中你会看到系统中所有slab的使用信息。从信息中可以看到系统中除了专用结构体使用的slab外，还存在大量为Kmalloc而准备的Slab（其中有些为dma准备的）。

内核非连续内存分配（Vmalloc）

伙伴关系也好、slab技术也好，从内存管理理论角度而言目的基本是一致的，它们都是为了防止“分片”，不过分片又分为外部分片和内部分片之说，所谓内部分片是说系统为了满足一小段内存区（连续）的需要，不得不分配了一大区域连续内存给它，从而造成了空间浪费；外部分片是指系统虽有足够的内存，但却是分散的碎片，无法满足对大块“连续内存”的需求。无论何种分片都是系统有效利用内存的障碍。slab分配器使得一个页面内包含的众多小块内存可独立被分配使用，避免了内部分片，节约了空闲内存。伙伴关系把内存块按大小分组管理，一定程度上减轻了外部分片的危害，因为页框分配不在盲目，而是按照大小依次有序进行，不过伙伴关系只是减轻了外部分片，但并未彻底消除。你自己比划一下多次分配页面后，空闲内存的剩余情况吧。

所以避免外部分片的最终思路还是落到了如何利用不连续的内存块组合成“看起来很大的内存块”——这里的情况很类似于用户空间分配虚拟内存，内存逻辑上连续，其实映射到并不一定连续的物理内存上。Linux内核借用了这个技术，允许内核程序在内核地址空间中分配虚拟地址，同样也利用页表（内核页表）将虚拟地址映射到分散的内存页上。以此完美地解决了内核内存使用中的外部分片问题。内核提供vmalloc函数分配内核虚拟内存，该函数不同于kmalloc，它可以分配较Kmalloc大得多的内存空间（可远大于128K，但必须是页大小的倍数），但相比Kmalloc来说,Vmalloc需要对内核虚拟地址进行重映射，必须更新内核页表，因此分配效率上要低一些（用空间换时间）

与用户进程相似,内核也有一个名为init_mm的mm_strcut结构来描述内核地址空间，其中页表项pdg=swapper_pg_dir包含了系统内核空间（3G-4G）的映射关系。因此vmalloc分配内核虚拟地址必须更新内核页表，而kmalloc或get_free_page由于分配的连续内存，所以不需要更新内核页表。

vmalloc分配的内核虚拟内存与kmalloc/get_free_page分配的内核虚拟内存位于不同的区间，不会重叠。因为内核虚拟空间被分区管理，各司其职。进程空间地址分布从0到3G(其实是到PAGE_OFFSET,在0x86中它等于0xC0000000)，从3G到vmalloc_start这段地址是物理内存映射区域（该区域中包含了内核镜像、物理页面表mem_map等等）比如我使用的系统内存是64M(可以用free看到)，那么(3G——3G+64M)这片内存就应该映射到物理内存，而vmalloc_start位置应在3G+64M附近（说"附近"因为是在物理内存映射区与vmalloc_start期间还会存在一个8M大小的gap来防止跃界）,vmalloc_end的位置接近4G(说"接近"是因为最后位置系统会保留一片128k大小的区域用于专用页面映射，还有可能会有高端内存映射区，这些都是细节，这里我们不做纠缠)。

上图是内存分布的模糊轮廓

由get_free_page或Kmalloc函数所分配的连续内存都陷于物理映射区域，所以它们返回的内核虚拟地址和实际物理地址仅仅是相差一个偏移量（PAGE_OFFSET），你可以很方便的将其转化为物理内存地址，同时内核也提供了virt_to_phys（）函数将内核虚拟空间中的物理映射区地址转化为物理地址。要知道，物理内存映射区中的地址与内核页表是有序对应的，系统中的每个物理页面都可以找到它对应的内核虚拟地址（在物理内存映射区中的）。

而vmalloc分配的地址则限于vmalloc_start与vmalloc_end之间。每一块vmalloc分配的内核虚拟内存都对应一个vm_struct结构体（可别和vm_area_struct搞混，那可是进程虚拟内存区域的结构），不同的内核虚拟地址被4k大小的空闲区间隔，以防止越界——见下图）。与进程虚拟地址的特性一样，这些虚拟地址与物理内存没有简单的位移关系，必须通过内核页表才可转换为物理地址或物理页。它们有可能尚未被映射，在发生缺页时才真正分配物理页面。

这里给出一个小程序帮助大家认清上面几种分配函数所对应的区域。

#include<linux/mole.h>

#include<linux/slab.h>

#include<linux/vmalloc.h>

unsignedchar*pagemem;

unsignedchar*kmallocmem;

unsignedchar*vmallocmem;

intinit_mole(void)

{

pagemem = get_free_page(0);

printk("<1>pagemem=%s",pagemem);

kmallocmem = kmalloc(100,0);

printk("<1>kmallocmem=%s",kmallocmem);

vmallocmem = vmalloc(1000000);

printk("<1>vmallocmem=%s",vmallocmem);

}

voidcleanup_mole(void)

{

free_page(pagemem);

kfree(kmallocmem);

vfree(vmallocmem);

}

实例

内存映射(mmap)是Linux操作系统的一个很大特色，它可以将系统内存映射到一个文件（设备）上，以便可以通过访问文件内容来达到访问内存的目的。这样做的最大好处是提高了内存访问速度，并且可以利用文件系统的接口编程（设备在Linux中作为特殊文件处理）访问内存，降低了开发难度。许多设备驱动程序便是利用内存映射功能将用户空间的一段地址关联到设备内存上，无论何时，只要内存在分配的地址范围内进行读写，实际上就是对设备内存的访问。同时对设备文件的访问也等同于对内存区域的访问，也就是说，通过文件操作接口可以访问内存。Linux中的X服务器就是一个利用内存映射达到直接高速访问视频卡内存的例子。

熟悉文件操作的朋友一定会知道file_operations结构中有mmap方法，在用户执行mmap系统调用时，便会调用该方法来通过文件访问内存——不过在调用文件系统mmap方法前，内核还需要处理分配内存区域（vma_struct）、建立页表等工作。对于具体映射细节不作介绍了，需要强调的是,建立页表可以采用remap_page_range方法一次建立起所有映射区的页表，或利用vma_struct的nopage方法在缺页时现场一页一页的建立页表。第一种方法相比第二种方法简单方便、速度快，但是灵活性不高。一次调用所有页表便定型了，不适用于那些需要现场建立页表的场合——比如映射区需要扩展或下面我们例子中的情况。

我们这里的实例希望利用内存映射，将系统内核中的一部分虚拟内存映射到用户空间，以供应用程序读取——你可利用它进行内核空间到用户空间的大规模信息传输。因此我们将试图写一个虚拟字符设备驱动程序，通过它将系统内核空间映射到用户空间——将内核虚拟内存映射到用户虚拟地址。从上一节已经看到Linux内核空间中包含两种虚拟地址：一种是物理和逻辑都连续的物理内存映射虚拟地址；另一种是逻辑连续但非物理连续的vmalloc分配的内存虚拟地址。我们的例子程序将演示把vmalloc分配的内核虚拟地址映射到用户地址空间的全过程。

程序里主要应解决两个问题：

第一是如何将vmalloc分配的内核虚拟内存正确地转化成物理地址？

因为内存映射先要获得被映射的物理地址，然后才能将其映射到要求的用户虚拟地址上。我们已经看到内核物理内存映射区域中的地址可以被内核函数virt_to_phys转换成实际的物理内存地址，但对于vmalloc分配的内核虚拟地址无法直接转化成物理地址，所以我们必须对这部分虚拟内存格外“照顾”——先将其转化成内核物理内存映射区域中的地址，然后在用virt_to_phys变为物理地址。

转化工作需要进行如下步骤：

找到vmalloc虚拟内存对应的页表，并寻找到对应的页表项。

获取页表项对应的页面指针

通过页面得到对应的内核物理内存映射区域地址。

如下图所示：

第二是当访问vmalloc分配区时，如果发现虚拟内存尚未被映射到物理页，则需要处理“缺页异常”。因此需要我们实现内存区域中的nopaga操作，以能返回被映射的物理页面指针，在我们的实例中就是返回上面过程中的内核物理内存映射区域中的地址。由于vmalloc分配的虚拟地址与物理地址的对应关系并非分配时就可确定，必须在缺页现场建立页表，因此这里不能使用remap_page_range方法，只能用vma的nopage方法一页一页的建立。

程序组成

map_driver.c，它是以模块形式加载的虚拟字符驱动程序。该驱动负责将一定长的内核虚拟地址(vmalloc分配的)映射到设备文件上。其中主要的函数有——vaddress_to_kaddress（）负责对vmalloc分配的地址进行页表解析,以找到对应的内核物理映射地址（kmalloc分配的地址）；map_nopage()负责在进程访问一个当前并不存在的VMA页时，寻找该地址对应的物理页，并返回该页的指针。

test.c它利用上述驱动模块对应的设备文件在用户空间读取读取内核内存。结果可以看到内核虚拟地址的内容（ok!），被显示在了屏幕上。

执行步骤

编译map_driver.c为map_driver.o模块,具体参数见Makefile

加载模块：insmodmap_driver.o

生成对应的设备文件

1在/proc/devices下找到map_driver对应的设备命和设备号：grepmapdrv/proc/devices

2建立设备文件mknodmapfilec 254 0（在我的系统里设备号为254）

利用maptest读取mapfile文件，将取自内核的信息打印到屏幕上。