㈠ 图解|什么是缺页错误Page Fault
以32位的linux系统为例，每个进程独立拥有4GB的虚拟地址空间，根据局部性原理没有必要也不可能为每个进程分配4GB的物理地址空间。
64位系统也是一样的道理，只不过空间寻址范围大了很多很多倍，进程的虚拟地址空间会分为几个部分：
实际上只有程序运行时用到了才去内存中寻找虚拟地址对应的页帧，找不到才可能进行分配，这就是内存的惰性(延时)分配机制。
对于一个运行中的进程来说，不是所有的虚拟地址在物理内存中都有对应的页，如图展示了部分虚拟地址存在对应物理页的情况：
虚拟地址空间根据固定大小一般是4KB进行划分，物理内存可以设置不同的页面大小，通常物理页大小和虚拟页大小是一样的，本文按照物理页4KB大小展开。
经过前面的分析，我们将面临一个问题： 如何将虚拟地址准确快速地映射到物理页呢？
CPU并不直接和物理内存打交道，而是把地址转换的活外包给了MMU，MMU是一种硬件电路，其速度很快，主要工作是进行内存管理，地址转换只是它承接的业务之一。
一起看看MMU是如何搞定地址转换的。
每个进程都会有自己的页表Page Table，页表存储了进程中虚拟地址到物理地址的映射关系，所以就相当于一张地图，MMU收到CPU的虚拟地址之后开始查询页表，确定是否存在映射以及读写权限是否正常，如图：
对于4GB的虚拟地址且大小为4KB页，一级页表将有2^20个表项，页表占有连续内存并且存储空间大，多级页表可以有效降低页表的存储空间以及内存连续性要求，但是多级页表同时也带来了查询效率问题。
我们以2级页表为例，MMU要先进行两次页表查询确定物理地址，在确认了权限等问题后，MMU再将这个物理地址发送到总线，内存收到之后开始读取对应地址的数据并返回。
MMU在2级页表的情况下进行了2次检索和1次读写，那么当页表变为N级时，就变成了N次检索+1次读写。
可见，页表级数越多查询的步骤越多，对于CPU来说等待时间越长，效率越低，这个问题还需要优化才行。
MMU和TLB的故事就这样开始了...
CPU觉得MMU干活虽然卖力气，但是效率有点低，不太想继续外包给它了，这一下子把MMU急坏了。
MMU于是找来了一些精通统计的朋友，经过一番研究之后发现CPU用的数据经常是一小搓，但是每次MMU都还要重复之前的步骤来检索，害，就知道埋头干活了，也得讲究方式方法呀！
找到瓶颈之后，MMU引入了新武器，江湖人称快表的TLB，别看TLB容量小，但是正式上岗之后干活还真是不含糊。
当CPU给MMU传新虚拟地址之后，MMU先去问TLB那边有没有，如果有就直接拿到物理地址发到总线给内存，齐活。
TLB容量比较小，难免发生Cache Miss，这时候MMU还有保底的老武器页表 Page Table，在页表中找到之后MMU除了把地址发到总线传给内存，还把这条映射关系给到TLB，让它记录一下刷新缓存。
TLB容量不满的时候就直接把新记录存储了，当满了的时候就开启了淘汰大法把旧记录清除掉，来保存新记录，彷佛完美解决了问题。
在TLB和Page Table加持之下，CPU感觉最近MMU比较给力了，就问MMU怎么做到的？MMU就一五一十告诉了CPU。
CPU说是个不错的路子，随后说出了自己的建议：TLB还是有点小，缓存不命中也是经常发生的，要不要搞个大的，这样存储更多访问更快？
MMU一脸苦笑说道大哥TLB很贵的，要不你给涨点外包费？话音未落，CPU就说涨工资是不可能了，这辈子都不可能了。
设想 CPU给MMU的虚拟地址在TLB和Page Table都没有找到对应的物理页帧或者权限不对，该怎么办呢？
没错，这就是缺页异常Page Fault， 它是一个由硬件中断触发的可以由软件逻辑纠正的错误 。
假如目标内存页在物理内存中 没有对应的页帧或者存在但无对应权限 ， CPU 就无法获取数据 ，这种情况下 CPU就会报告一个缺页错误 。
由于CPU没有数据就无法进行计算，CPU罢工了 用户进程也就出现了缺页中断 ，进程会从用户态切换到内核态，并将缺页中断交给内核的 Page Fault Handler 处理。
缺页异常并不可怕，只要CPU要的虚拟地址经过MMU的一番寻址之后没有找到或者找到后无权限，就会出现缺页异常，因此触发异常后的处理流程将是重点内容。
缺页中断会交给PageFaultHandler处理，其根据缺页中断的不同类型会进行不同的处理：
不同类型的Page Fault出现的原因也不一样，常见的几种原因包括：
本文粗浅地和大家一起学习了Page Fault的相关知识点，包括Linux虚拟地址和物理地址的关系、CPU获取内存数据的过程、MMU和TLB&页表的协同配合、缺页异常产生的原因和分类处理。
本文并没有对MMU的内部机制、内核态&用户态缺页异常、缺页异常处理函数等内容进行展开，主要是因为这部分内容相对晦涩，还得靠自己深入研究。
㈡ Linux内存系统
维基网络——虚拟内存定义
All about Linux swap space
Linux将物理RAM （Random Access Memory） 划分为称为页面的内存块。交换是将一页内存复制到硬盘上的预配置空间（称为交换空间）以释放改内存页面上的过程。物理内存和交换空间的组合就是可用的虚拟内存量。
虚拟内存的那点事儿
进程是与其他进程共享CPU和内存资源的。为了有效的管理内存并减少出错，现代操作系统提供了一种对主存的抽象概念，即：虚拟内存（ Virtual Memory ）。 虚拟内存为每个进程提供一个一致的，私有的地址空间，每个进程拥有一片连续完整的内存空间。
正如 维基网络 所说，虚拟内存不只是“使用硬盘空间来扩展内存”的技术。 虚拟内存的重要意义是它定义了一个连续的虚拟地址空间， 使得程序编写难度降低。并且， 把内存扩展到硬盘空间只是使用虚拟内存的必然结果，虚拟内存空间会存在硬盘中，并且会被全部放入内存中缓冲（按需），有的操作系统还会在内存不够的情况下，将一进程的内存全部放入硬盘空间中，并在切换到进程时再从硬盘读取 （这也是Windows会经常假死的原因...）。
虚拟内存主要提供了如下三个重要的能力：
内存通常被组织为一个由M个连续的字节大小的单元组成的数组。每个字节都有一个唯一的物理地址 （Physical Address PA） ，作为到数组的索引。
CPU访问内存最简单直接的方法就是使用物理地址，这种寻址方式称为 物理寻址 。
现代计算机使用的是一种被称为虚拟寻址 （Virtual Addressing） 的寻址方式。 使用虚拟寻址，CPU需要将虚拟地址翻译成物理地址，这样才能访问到真实的物理内存。
虚拟寻址需要硬件与操作系统之间相互合作。 CPU中含有一个被称为内存管理单元 （Memory Management Unit，MMU） 的硬件，它的功能是将虚拟地址转换称为物理地址，MMU需要借助存放在内存中的 页表 来动态翻译虚拟地址，该页表由操作系统管理。
分页表是一种数据结构，它用于计算机操作系统中虚拟内存系统，其存储了虚拟地址到物理地址之间的映射。虚拟地址在访问进程中是唯一的，而物理地址在硬件（比如内存）中是唯一的。
在操作系统中使用 虚拟内存 ，每个进程会认为使用一块大的连续的内存，事实上，每个进程的内存散布在 物理内存 的不同区域。或者可能被调出到备份存储中（一般是硬盘）。当一个进程请求自己的内存，操作系统负责把程序生成的虚拟地址，映射到实际存储的物理内存上。操作系统在 分页表 中存储虚拟地址到物理地址的映射。每个映射被称为 分页表项（page table entry ,PTE） 。
在一个简单的地址空间方案中，由虚拟地址寻址的页与物理内存中的帧之间的关系。物理内存可以包含属于许多进程的页。如果不经常使用，或者物理内存已满，可以将页面分页到磁盘。在上图中，并非所有页面都在物理内存中。
虚拟地址到物理地址的转换（即虚拟内存的管理）、内存保护、CPU高速缓存的控制。
现代的内存管理单元是以 页 的方式，分割虚拟地址空间（处理器使用的地址范围）的；页的大小是2的n次方，通常为几KB（字节）。地址尾部的n位（页大小的2的次方数）作为页内的偏移量保持不变。其余的地址位（address）为（虚拟）页号。
内存管理单元通常借助一种叫做转译旁观缓冲器（Translation Lookaside Buffer，TLB）和相联高速缓存来将虚拟页号转换为物理页号。当后备缓冲器中没有转换记录时，则使用一种较慢的机制，其中包括专用硬件的数据结构或软件辅助手段。这个数据结构称为 分页表 ，页表中的数据叫做 分页表项 （page table entry PTE）。物理页号结合页偏移量便提供了完整的物理地址。
页表 或 转换后备缓冲器数据项应该包括的信息有：
有时候，TLB和PTE会 禁止对虚拟页访问 ，这可能是因为没有RAM与虚拟页相关联。如果是这种情况，MMU将向CPU发出页错误的信号，操作系统将进行处理，也许会寻找RAM的空白帧，同时建立一个新的PTE将之映射到所请求的虚拟地址。如果没有空闲的RAM，可能必须关闭一个已经存在的页面，使用一些替换算法，将之保存到磁盘中（这被称为页面调度）。
当需要将虚拟地址转换为物理地址时，首先搜索TLB，如果找到匹配（TLB）命中，则返回物理地址并继续存储器访问。然而，如果没有匹配（称为TLB未命中），则MMU或操作系统TLB未命中处理器通常会查找 页表 中的地址映射以查看是否存在映射（页面遍历），如果存在，则将其写回TLB（这必须完成，因为硬件通过虚拟存储器系统中的TLB访问存储器），并且重启错误指令（这也可以并行发生）。此后续转换找到TLB命中，并且内存访问将继续。
虚拟地址到物理地址的转换过程，如果虚拟内存不存在与TLB，转换会被重置并通过分页表和硬件寻找。
通常情况下，用于处理此中断的程序是操作系统的一部分。如果操作系统判断此次访问有效，那么 操作系统会尝试将相关的分页从硬盘上的虚拟内存文件调入内存。 而如果访问是不被允许的，那么操作系统通常会结束相关的进程。
虽然叫做“页缺失”错误，但实际上这并不一定是一种错误。而且这一机制是利用虚拟内存来增加程序可用内存空间。
发生这种情况的可能性：
当原程序再次需要该页内的数据时，如果这一页确实没有被分配出去，那么系统只需要重新为该页在MMU内注册映射即可。
操作系统需要：
硬性页缺失导致的性能损失是很大的。
另外，有些操作系统会将程序的一部分延迟到需要使用的时候再加载入内存执行，以此提升性能。这一特性也是通过捕获硬性页缺失达到的。
当硬性页缺失过于频繁发生时，称发生 系统颠簸。
具体动作与所使用的操作系统有关，比如Windows会使用异常机制向程序报告，而类Unix系统则使用信号机制。
尽管在整个运行过程中，程序引用不同的页面总数（也就是虚拟内存大小）可能超出了物理存储器（DRAM）总大小，但是程序常常在较小的活动页面上活动，这个集合叫做工作集或者常驻集。在工作集被缓存后，对它的反复调用会使程序命中提高，从而提高性能。
大部分的程序都可以在存储器获取数据和读取中达到稳定的状态，当程序达到稳定状态时，存储器的使用量通常都不会太大。虚拟内存虽然可以有效率控制存储器的使用， 但是大量的页缺失还是造成了系统迟缓的主要因素。 当工作集的大小超过物理存储器大小，程序将会发生一种不幸的情况，这种情况称为 “颠簸” ，页面将不停的写入、释放、读取，由于大量的丢失（而非命中）而损失极大性能。用户可以增加随机存取存储器的大小或是减少同时在系统里运行程序的数量来降低系统颠簸的记录。
推荐阅读：
操作系统--分页(一)
操作系统实现（二）：分页和物理内存管理
㈢ linux 编译常量被重复定义了怎么办
宏phys定义了你的机器上的地址转换__virt_to_phys（）。这个宏用于把虚拟地址转换为一个物理地址。通常情况下：
phys = virt - PAGE_OFFSET PHYS_OFFSET 解压缩器的地址地址。由于当你调用解压缩器代码时，通常关闭MMU，因此这里并不讨论虚拟地址和物理地址的问题。通常你在这个地址处调用内核，开始引导内核。它不需要在RAM中，只需要位于FLASH或其他只读或读/写的可寻址的存储设备中。
l ZBSSADDR
解压缩器的初始化为0的工作区的起始地址。必须位于RAM中，解压缩器会替你把它初始化为0，此外，需要关闭MMU。
l ZRELADDR
解压缩内核将被写入的地址和最终的执行地址。必须满足：
__virt_to_phys(TEXTADDR) == ZRELADDR
内核的开始部分被编码为与位置无关的代码。
l INITRD_PHYS
放置初始RAM盘的物理地址。仅当你使用bootpImage时相关（这是一种非常老的param_struct结构）
l INITRD_ⅥRT
初始RAM盘的虚拟地址。必须满足：
__virt_to_phys(INITRD_ⅥRT) == INITRD_PHYS
l PARAMS_PHYS
param_struct 结构体或tag lis的物理地址，用于给定内核执行环境下的不同参数。 RAM第一个BANK的物理地址地址。
l PAGE_OFFSET
RAM第一个BANK的虚拟地址地址。在内核引导阶段，虚拟地址PAGE_OFFSE将被映射为物理地址PHYS_OFFSET，它应该与TASK_SIZE具有相同的值。
l TASK_SIZE
一个用户进程的最大值，单位为byte。用户空间的堆栈从这个地址处向下增长。
任何一个低于TASK_SIZE的虚拟地址对用户进程来说都是不可见的，因此，内核通过进程偏移对每个进行进行动态的管理。我把这叫做用户段。任何高于TASK_SIZE的对所有进程都是相同的，称之为内核段。（换句话说，你不能把IO映射放在低于TASK_SIZE和PAGE_OFFSET的位置处。）
l TEXTADDR
内核的虚拟起始地址，通常为PAGE_OFFSET 0x8000。内核映射必须在此结束。
l DATAADDR
内核数据段的虚拟地址，不能在使用解压缩器的情况下定义。
l VMALLOC_START
l VMALLOC_END
用于限制vmalloc（）区域的虚拟地址。此地址必须位于内核段。通常，vmalloc（）区域在最后的虚拟RAM地址以上开始VMALLOC_OFFSET字节。
l VMALLOC_OFFSET
Offset normally incorporated into VMALLOC_START to provide a hole between virtual RAM and the vmalloc area. We do this to allow out of bounds memory accesses (eg,something writing off the end of the mapped memory map) to be caught. Normally set to 8MB. pram——指定了RAM起始的物理地址，必须始终存在，并应等于PHYS_OFFSET。
pio——是供arch/arm/kernel/debug-armv.S中的调试宏使用的，包含IO的8 MB区域的物理地址。
vio——是8MB调试区域的虚拟地址。
这个调试区域将被位于代码中（通过MAPIO函数）的随后的构架相关代码再次进行初始化。
l BOOT_PARAMS
参见 PARAMS_PHYS.
l FⅨUP(func)
机器相关的修正，在存储子系统被初始化前运行。
l MAPIO(func)
机器相关的函数，用于IO区域的映射（包括上面的调试区）。
l INITIRQ(func)
用于初始化中断的机器相关的函数 。
㈣ linux kernel 内存管理-页表、TLB
页表用来把虚拟页映射到物理页，并且存放页的保护位(即访问权限)。
在Linux4.11版本以前，Linux内核把页表分为4级：
页全局目录表(PGD)、页上层目录(PUD)、页中间目录(PMD)、直接页表(PT) 。
4.11版本把页表扩展到5级，在页全局目录和页上层目录之间增加了 页四级目录(P4D) 。
各处处理器架构可以选择使用5级，4级，3级或者2级页表，同一种处理器在页长度不同的情况可能选择不同的页表级数。可以使用配置宏CONFIG_PGTABLE_LEVELS配置页表的级数，一般使用默认值。
如果选择4级页表，那么使用PGD，PUD，PMD，PT；如果使用3级页表，那么使用PGD，PMD，PT；如果选择2级页表，那么使用PGD和PT。 如果不使用页中间目录 ，那么内核模拟页中间目录，调用函数pmd_offset 根据页上层目录表项和虚拟地址获取页中间目录表项时 ， 直接把页上层目录表项指针强制转换成页中间目录表项 。
每个进程有独立的页表，进程的mm_struct实例的成员pgd指向页全局目录,前面四级页表的表项存放下一级页表的起始地址，直接页表的页表项存放页帧号(PFN) 。
内核也有一个页表， 0号内核线程的进程描述符init_task的成员active_mm指向内存描述符init_mm，内存描述符init_mm的成员pgd指向内核的页全局目录swapper_pg_dir 。
ARM64处理器把页表称为转换表，最多4级。ARM64处理器支持三种页长度：4KB，16KB，64KB。页长度和虚拟地址的宽度决定了转换表的级数，在虚拟地址的宽度为48位的条件下，页长度和转换表级数的关系如下所示：
ARM64处理器把表项称为描述符，使用64位的长描述符格式。描述符的0bit指示描述符是不是有效的：0表示无效，1表示有效。第1位指定描述符类型。
在块描述符和页描述符中，内存属性被拆分为一个高属性和一个低属性块。
处理器的MMU负责把虚拟地址转换成物理地址，为了改进虚拟地址到物理地址的转换速度，避免每次转换都需要查询内存中的页表，处理器厂商在管理单元里加了称为TLB的高速缓存，TLB直译为转换后备缓冲区，意译为页表缓存。
页表缓存用来缓存最近使用过的页表项， 有些处理器使用两级页表缓存 ： 第一级TLB分为指令TLB和数据TLB，好处是取指令和取数据可以并行；第二级TLB是统一TLB，即指令和数据共用的TLB 。
不同处理器架构的TLB表项的格式不同。ARM64处理器的每条TLB表项不仅包含虚拟地址和物理地址，也包含属性：内存类型、缓存策略、访问权限、地址空间标识符(ASID)和虚拟机标识符(VMID)。 地址空间标识符区分不同进程的页表项 ， 虚拟机标识符区分不同虚拟机的页表项 。
如果内核修改了可能缓存在TLB里面的页表项，那么内核必须负责使旧的TLB表项失效，内核定义了每种处理器架构必须实现的函数。
当TLB没有命中的时候，ARM64处理器的MMU自动遍历内存中的页表，把页表项复制到TLB，不需要软件把页表项写到TLB，所以ARM64架构没有提供写TLB的指令。
为了减少在进程切换时清空页表缓存的需要，ARM64处理器的页表缓存使用非全局位区分内核和进程的页表项(nG位为0表示内核的页表项)， 使用地址空间标识符(ASID)区分不同进程的页表项 。
ARM64处理器的ASID长度是由具体实现定义的，可以选择8位或者16位。寄存器TTBR0_EL1或者TTBR1_EL1都可以用来存放当前进程的ASID，通常使用寄存器TCR_EL1的A1位决定使用哪个寄存器存放当前进程的ASID，通常使用寄存器 TTBR0_EL1 。寄存器TTBR0_EL1的位[63:48]或者[63:56]存放当前进程的ASID，位[47:1]存放当前进程的页全局目录的物理地址。
在SMP系统中，ARM64架构要求ASID在处理器的所有核是唯一的。假设ASID为8位，ASID只有256个值，其中0是保留值，可分配的ASID范围1~255，进程的数量可能超过255，两个进程的ASID可能相同，内核引入ASID版本号解决这个问题。
(1)每个进程有一个64位的软件ASID， 低8位存放硬件ASID，高56位存放ASID版本号 。
(2) 64位全局变量asid_generation的高56位保存全局ASID版本号 。
(3) 当进程被调度时，比较进程的ASID版本号和全局版本号 。如果版本号相同，那么直接使用上次分配的ASID，否则需要给进程重新分配硬件ASID。
存在空闲ASID，那么选择一个分配给进程。不存在空闲ASID时，把全局ASID版本号加1，重新从1开始分配硬件ASID，即硬件ASID从255回绕到1。因为刚分配的硬件ASID可能和某个进程的ASID相同，只是ASID版本号不同，页表缓存可能包含了这个进程的页表项，所以必须把所有处理器的页表缓存清空。
引入ASID版本号的好处是：避免每次进程切换都需要清空页表缓存，只需要在硬件ASID回环时把处理器的页表缓存清空 。
虚拟机里面运行的客户操作系统的虚拟地址转物理地址分两个阶段：
(1) 把虚拟地址转换成中间物理地址，由客户操作系统的内核控制 ，和非虚拟化的转换过程相同。
(2) 把中间物理地址转换成物理地址，由虚拟机监控器控制 ，虚拟机监控器为每个虚拟机维护一个转换表，分配一个虚拟机标识符，寄存器 VTTBR_EL2 存放当前虚拟机的阶段2转换表的物理地址。
每个虚拟机有独立的ASID空间 ，页表缓存使用 虚拟机标识符 区分不同虚拟机的转换表项，避免每次虚拟机切换都要清空页表缓存，在虚拟机标识符回绕时把处理器的页表缓存清空。
㈤ 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。
㈥ 如何将虚拟地址转化成pfn，即页帧号麻烦告诉我
用户程序中的虚拟地址，静态的是编译时就定好的，动态的（如malloc），是通过内核的页式内存管理在vma中定的，需要找到进程的task_struct中的页表然后一级级的翻译得到物理地址。
实际编译时定的地址叫做逻辑地址，这个逻辑地址是需要段式管理来翻译的，即段基址加段内偏移，由于linux中的这个段基址就是0，所以逻辑地址就直接对应了虚拟地址了。
这样得到物理地址以后，首先将十六进制的低三位与成0，这样做是得到页的物理地址，这里指4K页的情况，然后通过页的物理地址减去mem_map的第一个元素的地址就得到了此页在mem_map数组中的下标（此处注意指针相减不是指针表示的地址相减，而是两者之间指针所表示元素类型的个数），此下标即为pfn，知道了在数组中的下标就可以得到struct page结构体了，就可以知道page的所有情况了。