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隨著信息技術(shù)的發(fā)展和技術(shù)的興起，Linux操作系統(tǒng)已經(jīng)成為當(dāng)前最為流行和廣泛使用的操作系統(tǒng)之一。在日常工作生活中，Linux操作系統(tǒng)所占比重越來(lái)越大，它的高效性與安全性得到了大家的認(rèn)可與追捧。固定映射技巧是學(xué)習(xí)Linux操作系統(tǒng)中的一項(xiàng)基礎(chǔ)技能，也是系統(tǒng)運(yùn)維工程師與開發(fā)人員必須掌握的一項(xiàng)技術(shù)。本文將以“”為主題，為大家詳細(xì)介紹Linux的固定映射技巧以及如何利用這項(xiàng)技術(shù)來(lái)提高自己的工作效率。
一、什么是Linux固定映射技巧
固定映射技巧是Linux操作系統(tǒng)中的一項(xiàng)基礎(chǔ)技能，它是將一個(gè)目錄或者文件系統(tǒng)中的某個(gè)分區(qū)映射到操作系統(tǒng)的某個(gè)目錄下，實(shí)現(xiàn)目錄或文件系統(tǒng)的共享與訪問，提高使用效率和便捷性。在Linux操作系統(tǒng)中，實(shí)現(xiàn)固定映射技巧可以依靠fstab文件進(jìn)行設(shè)置，fstab文件是Linux操作系統(tǒng)的重要配置文件，主要記錄系統(tǒng)開機(jī)后需要自動(dòng)掛載的文件系統(tǒng)、設(shè)備與目錄之間的關(guān)系。Linux系統(tǒng)默認(rèn)情況下會(huì)在fstab文件中記錄自動(dòng)掛載項(xiàng)，用戶只需修改并添加需要的掛載項(xiàng)即可。
二、Linux固定映射技巧的優(yōu)勢(shì)
固定映射技巧是Linux系統(tǒng)中最為基礎(chǔ)的技術(shù)之一，其應(yīng)用范圍非常廣泛。在實(shí)際的工作操作中，通過固定映射技巧，可以幫助我們快速地實(shí)現(xiàn)文件系統(tǒng)的共享和訪問，提高我們的工作效率和便捷性。以下是固定映射技巧的優(yōu)勢(shì)：
1. 提高工作效率。使用固定映射技巧，我們可以快速地實(shí)現(xiàn)文件的共享和訪問，而且不用每次手動(dòng)掛載，這樣可以大大提高我們的工作效率。
2. 提高安全性。使用固定映射技巧，我們可以防止其它用戶隨意訪問我們的文件，從而提高我們的工作安全。
3. 管理方便。使用固定映射技巧，我們可以通過管理配置文件的方式，方便地管理文件和目錄的掛載，實(shí)現(xiàn)目錄和文件系統(tǒng)的共享。
三、Linux固定映射技巧的基本操作
在Linux系統(tǒng)中設(shè)置固定映射，需要對(duì)fstab文件進(jìn)行配置，具體操作如下：
1. 查看硬盤分區(qū)信息
在Linux系統(tǒng)中，使用“fdisk -l”命令可以查看硬盤分區(qū)信息。假設(shè)我們的硬盤被分為/dev/sda1、/dev/sdb1、/dev/sdc1三個(gè)磁盤分區(qū)。
2. 創(chuàng)建需要映射的目錄
在實(shí)際操作中，我們需要先在Linux系統(tǒng)中創(chuàng)建一個(gè)目錄，用于存放被映射的文件系統(tǒng)。一般情況下，這個(gè)目錄位于根目錄下的/mnt目錄。例如，我們?cè)贚inux中需要將/dev/sda1掛載到/mnt/data下，則需要先創(chuàng)建一個(gè)/mnt/data目錄。
3. 修改fstab文件
在成功創(chuàng)建目錄后，我們需要修改fstab文件，將需要映射的文件系統(tǒng)將其加入其中。fstab文件在Linux系統(tǒng)中是比較重要的配置文件之一，一般也位于根目錄下。打開fstab文件后，輸入一下命令：
/dev/sda1 /mnt/data ext4 defaults 0 0
上述代碼的意思是將硬盤分區(qū)/dev/sda1映射到/mnt/data目錄下，文件系統(tǒng)類型為ext4，掛載選項(xiàng)為默認(rèn)。此外，最后兩個(gè)參數(shù)表明設(shè)備在啟動(dòng)時(shí)會(huì)自動(dòng)掛載。
4. 重新掛載
完成上述步驟后，我們需要重新掛載，將修改后的掛載項(xiàng)生效。輸入如下命令：
sudo mount -a
測(cè)試映射是否成功，我們可以使用“df -h”命令查看是否已經(jīng)成功將/dev/sda1磁盤分區(qū)掛載到/mnt/data目錄下。
四、
在本文中，我們?cè)敿?xì)介紹了Linux的固定映射技巧及其設(shè)置操作，以及固定映射技巧的優(yōu)勢(shì)和作用。通過學(xué)習(xí)與掌握固定映射技巧，我們可以大大提高自己的工作效率和便捷性，對(duì)于Linux操作系統(tǒng)的管理和維護(hù)也有非常大的幫助。因此，我們?cè)谌粘５墓ぷ髦袘?yīng)該加強(qiáng)對(duì)固定映射技巧的學(xué)習(xí)與掌握，提高自己的技能水平和競(jìng)爭(zhēng)力。
相關(guān)問題拓展閱讀：
- linux中使用了什么內(nèi)存管理方法,為什么
linux中使用了什么內(nèi)存管理方法,為什么
“事實(shí)勝于雄辯”，我們用一個(gè)小例子（原形取自《User-Level Memory Management》）來(lái)展示上面所講的各種內(nèi)存區(qū)的差別與位置。
#include
#include
#include
int bss_var;
int data_var0=1;
int main(int argc,char **argv)
{
printf(“below are addresses of types of process’s mem\n”);
printf(“Text location:\n”);
printf(“\tAddress of main(Code Segment):%p\n”,main);
printf(“____________________________\n”);
int stack_var0=2;
printf(“Stack Location:\n”);
printf(“\tInitial end of stack:%p\n”,&stack_var0);
int stack_var1=3;
printf(“\tnew end of stack:%p\n”,&stack_var1);
printf(“____________________________\n”);
printf(“Data Location:\n”);
printf(“\tAddress of data_var(Data Segment):%p\n”,&data_var0);
static int data_var1=4;
printf(“\tNew end of data_var(Data Segment):%p\n”,&data_var1);
printf(“____________________________\n”);
printf(“BSS Location:\n”);
printf(“\tAddress of bss_var:%p\n”,&bss_var);
printf(“____________________________\n”);
char *b = rk((ptrdiff_t)0);
扒掘
printf(“Heap Location:\n”);
printf(“\tInitial end of heap:%p\n”,b);
brk(b+4);
b=rk((ptrdiff_t)0);
printf(“\tNew end of heap:%p\n”,b);
return 0;
}
它的結(jié)果如下：
below are addresses of types of process’s mem
Text location:
Address of main(Code Segment):0x
____________________________
Stack Location:
塌山
Initial end of stack:0xbffffab4
new end of stack:0xbffffab0
____________________________
Data Location:
Address of data_var(Data Segment):0x
New end of data_var(Data Segment):0x804975c
____________________________
BSS Location:
Address of bss_var:0x
____________________________
Heap Location:
Initial end of heap:0x
New end of heap:0x804986c
利用size命令也可以看到程序的各段大小，比如執(zhí)行size example會(huì)得到
text data bss dec hex filename
example
但這些數(shù)據(jù)是程序編譯的靜態(tài)統(tǒng)計(jì)，而上面顯示的是進(jìn)程運(yùn)行時(shí)的動(dòng)態(tài)值，但兩者是對(duì)應(yīng)的。
通過前面的例子，我們對(duì)進(jìn)程使用的邏輯內(nèi)存分布已先睹為快。這部分我們就繼續(xù)進(jìn)入操作系統(tǒng)內(nèi)核看看，進(jìn)程對(duì)內(nèi)存具體是如何進(jìn)行分配和管理的。
從用戶向內(nèi)核看，所使用的內(nèi)存表象形團(tuán)此中式會(huì)依次經(jīng)歷“邏輯地址”——“線性地址”——“物理地址”幾種形式（關(guān)于幾種地址的解釋在前面已經(jīng)講述了）。邏輯地址經(jīng)段機(jī)制轉(zhuǎn)化成線性地址；線性地址又經(jīng)過頁(yè)機(jī)制轉(zhuǎn)化為物理地址。（但是我們要知道Linux系統(tǒng)雖然保留了段機(jī)制，但是將所有程序的段地址都定死為0-4G，所以雖然邏輯地址和線性地址是兩種不同的地址空間，但在Linux中邏輯地址就等于線性地址，它們的值是一樣的）。沿著這條線索，我們所研究的主要問題也就集中在下面幾個(gè)問題。
進(jìn)程空間地址如何管理？
進(jìn)程地址如何映射到物理內(nèi)存？
物理內(nèi)存如何被管理？
以及由上述問題引發(fā)的一些子問題。如系統(tǒng)虛擬地址分布；內(nèi)存分配接口；連續(xù)內(nèi)存分配與非連續(xù)內(nèi)存分配等。
進(jìn)程內(nèi)存空間
Linux操作系統(tǒng)采用虛擬內(nèi)存管理技術(shù)，使得每個(gè)進(jìn)程都有各自互不干涉的進(jìn)程地址空間。該空間是塊大小為4G的線性虛擬空間，用戶所看到和接觸到的都是該虛擬地址，無(wú)法看到實(shí)際的物理內(nèi)存地址。利用這種虛擬地址不但能起到保護(hù)操作系統(tǒng)的效果（用戶不能直接訪問物理內(nèi)存），而且更重要的是，用戶程序可使用比實(shí)際物理內(nèi)存更大的地址空間（具體的原因請(qǐng)看硬件基礎(chǔ)部分）。
在討論進(jìn)程空間細(xì)節(jié)前，這里先要澄清下面幾個(gè)問題：
l之一、4G的進(jìn)程地址空間被人為的分為兩個(gè)部分——用戶空間與內(nèi)核空間。用戶空間從0到3G（0xC），內(nèi)核空間占據(jù)3G到4G。用戶進(jìn)程通常情況下只能訪問用戶空間的虛擬地址，不能訪問內(nèi)核空間虛擬地址。只有用戶進(jìn)程進(jìn)行系統(tǒng)調(diào)用（代表用戶進(jìn)程在內(nèi)核態(tài)執(zhí)行）等時(shí)刻可以訪問到內(nèi)核空間。
l第二、用戶空間對(duì)應(yīng)進(jìn)程，所以每當(dāng)進(jìn)程切換，用戶空間就會(huì)跟著變化；而內(nèi)核空間是由內(nèi)核負(fù)責(zé)映射，它并不會(huì)跟著進(jìn)程改變，是固定的。內(nèi)核空間地址有自己對(duì)應(yīng)的頁(yè)表（init_mm.pgd），用戶進(jìn)程各自有不同的頁(yè)表。
l第三、每個(gè)進(jìn)程的用戶空間都是完全獨(dú)立、互不相干的。不信的話，你可以把上面的程序同時(shí)運(yùn)行10次（當(dāng)然為了同時(shí)運(yùn)行，讓它們?cè)诜祷厍耙煌?00秒吧），你會(huì)看到10個(gè)進(jìn)程占用的線性地址一模一樣。
進(jìn)程內(nèi)存管理
進(jìn)程內(nèi)存管理的對(duì)象是進(jìn)程線性地址空間上的內(nèi)存鏡像，這些內(nèi)存鏡像其實(shí)就是進(jìn)程使用的虛擬內(nèi)存區(qū)域（memory region）。進(jìn)程虛擬空間是個(gè)32或64位的“平坦”（獨(dú)立的連續(xù)區(qū)間）地址空間（空間的具體大小取決于體系結(jié)構(gòu)）。要統(tǒng)一管理這么大的平坦空間可絕非易事，為了方便管理，虛擬空間被劃分為許多大小可變的(但必須是4096的倍數(shù))內(nèi)存區(qū)域，這些區(qū)域在進(jìn)程線性地址中像停車位一樣有序排列。這些區(qū)域的劃分原則是“將訪問屬性一致的地址空間存放在一起”，所謂訪問屬性在這里無(wú)非指的是“可讀、可寫、可執(zhí)行等”。
如果你要查看某個(gè)進(jìn)程占用的內(nèi)存區(qū)域，可以使用命令cat /proc//maps獲得（pid是進(jìn)程號(hào)，你可以運(yùn)行上面我們給出的例子——./example &;pid便會(huì)打印到屏幕），你可以發(fā)現(xiàn)很多類似于下面的數(shù)字信息。
由于程序example使用了動(dòng)態(tài)庫(kù)，所以除了example本身使用的的內(nèi)存區(qū)域外，還會(huì)包含那些動(dòng)態(tài)庫(kù)使用的內(nèi)存區(qū)域（區(qū)域順序是：代碼段、數(shù)據(jù)段、bss段）。
我們下面只抽出和example有關(guān)的信息，除了前兩行代表的代碼段和數(shù)據(jù)段外，最后一行是進(jìn)程使用的?？臻g。
49000 r-xp:/home/mm/src/example
4a000 rw-p:/home/mm/src/example
……………
bfffe000 – crwxp ffff000 00:00 0
——
每行數(shù)據(jù)格式如下：
（內(nèi)存區(qū)域）開始－結(jié)束 訪問權(quán)限 偏移 主設(shè)備號(hào)：次設(shè)備號(hào) i節(jié)點(diǎn) 文件。
注意，你一定會(huì)發(fā)現(xiàn)進(jìn)程空間只包含三個(gè)內(nèi)存區(qū)域，似乎沒有上面所提到的堆、bss等，其實(shí)并非如此，程序內(nèi)存段和進(jìn)程地址空間中的內(nèi)存區(qū)域是種模糊對(duì)應(yīng)，也就是說，堆、bss、數(shù)據(jù)段（初始化過的）都在進(jìn)程空間中由數(shù)據(jù)段內(nèi)存區(qū)域表示。
在Linux內(nèi)核中對(duì)應(yīng)進(jìn)程內(nèi)存區(qū)域的數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)是: vm_area_struct, 內(nèi)核將每個(gè)內(nèi)存區(qū)域作為一個(gè)單獨(dú)的內(nèi)存對(duì)象管理，相應(yīng)的操作也都一致。采用面向?qū)ο蠓椒ㄊ筕MA結(jié)構(gòu)體可以代表多種類型的內(nèi)存區(qū)域－－比如內(nèi)存映射文件或進(jìn)程的用戶空間棧等，對(duì)這些區(qū)域的操作也都不盡相同。
vm_area_strcut結(jié)構(gòu)比較復(fù)雜，關(guān)于它的詳細(xì)結(jié)構(gòu)請(qǐng)參閱相關(guān)資料。我們這里只對(duì)它的組織方法做一點(diǎn)補(bǔ)充說明。vm_area_struct是描述進(jìn)程地址空間的基本管理單元，對(duì)于一個(gè)進(jìn)程來(lái)說往往需要多個(gè)內(nèi)存區(qū)域來(lái)描述它的虛擬空間，如何關(guān)聯(lián)這些不同的內(nèi)存區(qū)域呢？大家可能都會(huì)想到使用鏈表，的確vm_area_struct結(jié)構(gòu)確實(shí)是以鏈表形式鏈接，不過為了方便查找，內(nèi)核又以紅黑樹（以前的內(nèi)核使用平衡樹）的形式組織內(nèi)存區(qū)域，以便降低搜索耗時(shí)。并存的兩種組織形式，并非冗余：鏈表用于需要遍歷全部節(jié)點(diǎn)的時(shí)候用，而紅黑樹適用于在地址空間中定位特定內(nèi)存區(qū)域的時(shí)候。內(nèi)核為了內(nèi)存區(qū)域上的各種不同操作都能獲得高性能，所以同時(shí)使用了這兩種數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)。
下圖反映了進(jìn)程地址空間的管理模型：
請(qǐng)點(diǎn)擊輸入圖片描述
進(jìn)程的地址空間對(duì)應(yīng)的描述結(jié)構(gòu)是“內(nèi)存描述符結(jié)構(gòu)”,它表示進(jìn)程的全部地址空間，——包含了和進(jìn)程地址空間有關(guān)的全部信息，其中當(dāng)然包含進(jìn)程的內(nèi)存區(qū)域。
進(jìn)程內(nèi)存的分配與回收
創(chuàng)建進(jìn)程fork()、程序載入execve()、映射文件mmap()、動(dòng)態(tài)內(nèi)存分配malloc()/brk()等進(jìn)程相關(guān)操作都需要分配內(nèi)存給進(jìn)程。不過這時(shí)進(jìn)程申請(qǐng)和獲得的還不是實(shí)際內(nèi)存，而是虛擬內(nèi)存，準(zhǔn)確的說是“內(nèi)存區(qū)域”。進(jìn)程對(duì)內(nèi)存區(qū)域的分配最終都會(huì)歸結(jié)到do_mmap（）函數(shù)上來(lái)（brk調(diào)用被單獨(dú)以系統(tǒng)調(diào)用實(shí)現(xiàn)，不用do_mmap()），
內(nèi)核使用do_mmap()函數(shù)創(chuàng)建一個(gè)新的線性地址區(qū)間。但是說該函數(shù)創(chuàng)建了一個(gè)新VMA并不非常準(zhǔn)確，因?yàn)槿绻麆?chuàng)建的地址區(qū)間和一個(gè)已經(jīng)存在的地址區(qū)間相鄰，并且它們具有相同的訪問權(quán)限的話，那么兩個(gè)區(qū)間將合并為一個(gè)。如果不能合并，那么就確實(shí)需要?jiǎng)?chuàng)建一個(gè)新的VMA了。但無(wú)論哪種情況， do_mmap()函數(shù)都會(huì)將一個(gè)地址區(qū)間加入到進(jìn)程的地址空間中－－無(wú)論是擴(kuò)展已存在的內(nèi)存區(qū)域還是創(chuàng)建一個(gè)新的區(qū)域。
同樣，釋放一個(gè)內(nèi)存區(qū)域應(yīng)使用函數(shù)do_ummap()，它會(huì)銷毀對(duì)應(yīng)的內(nèi)存區(qū)域。
如何由虛變實(shí)！
從上面已經(jīng)看到進(jìn)程所能直接操作的地址都為虛擬地址。當(dāng)進(jìn)程需要內(nèi)存時(shí)，從內(nèi)核獲得的僅僅是虛擬的內(nèi)存區(qū)域，而不是實(shí)際的物理地址，進(jìn)程并沒有獲得物理內(nèi)存（物理頁(yè)面——頁(yè)的概念請(qǐng)大家參考硬件基礎(chǔ)一章），獲得的僅僅是對(duì)一個(gè)新的線性地址區(qū)間的使用權(quán)。實(shí)際的物理內(nèi)存只有當(dāng)進(jìn)程真的去訪問新獲取的虛擬地址時(shí)，才會(huì)由“請(qǐng)求頁(yè)機(jī)制”產(chǎn)生“缺頁(yè)”異常，從而進(jìn)入分配實(shí)際頁(yè)面的例程。
該異常是虛擬內(nèi)存機(jī)制賴以存在的基本保證——它會(huì)告訴內(nèi)核去真正為進(jìn)程分配物理頁(yè)，并建立對(duì)應(yīng)的頁(yè)表，這之后虛擬地址才實(shí)實(shí)在在地映射到了系統(tǒng)的物理內(nèi)存上。（當(dāng)然，如果頁(yè)被換出到磁盤，也會(huì)產(chǎn)生缺頁(yè)異常，不過這時(shí)不用再建立頁(yè)表了）
這種請(qǐng)求頁(yè)機(jī)制把頁(yè)面的分配推遲到不能再推遲為止，并不急于把所有的事情都一次做完（這種思想有點(diǎn)像設(shè)計(jì)模式中的代理模式（proxy））。之所以能這么做是利用了內(nèi)存訪問的“局部性原理”，請(qǐng)求頁(yè)帶來(lái)的好處是節(jié)約了空閑內(nèi)存，提高了系統(tǒng)的吞吐率。要想更清楚地了解請(qǐng)求頁(yè)機(jī)制，可以看看《深入理解linux內(nèi)核》一書。
這里我們需要說明在內(nèi)存區(qū)域結(jié)構(gòu)上的nopage操作。當(dāng)訪問的進(jìn)程虛擬內(nèi)存并未真正分配頁(yè)面時(shí)，該操作便被調(diào)用來(lái)分配實(shí)際的物理頁(yè)，并為該頁(yè)建立頁(yè)表項(xiàng)。在最后的例子中我們會(huì)演示如何使用該方法。
系統(tǒng)物理內(nèi)存管理
雖然應(yīng)用程序操作的對(duì)象是映射到物理內(nèi)存之上的虛擬內(nèi)存，但是處理器直接操作的卻是物理內(nèi)存。所以當(dāng)應(yīng)用程序訪問一個(gè)虛擬地址時(shí)，首先必須將虛擬地址轉(zhuǎn)化成物理地址，然后處理器才能解析地址訪問請(qǐng)求。地址的轉(zhuǎn)換工作需要通過查詢頁(yè)表才能完成，概括地講，地址轉(zhuǎn)換需要將虛擬地址分段，使每段虛地址都作為一個(gè)索引指向頁(yè)表，而頁(yè)表項(xiàng)則指向下一級(jí)別的頁(yè)表或者指向最終的物理頁(yè)面。
每個(gè)進(jìn)程都有自己的頁(yè)表。進(jìn)程描述符的pgd域指向的就是進(jìn)程的頁(yè)全局目錄。下面我們借用《linux設(shè)備驅(qū)動(dòng)程序》中的一幅圖大致看看進(jìn)程地址空間到物理頁(yè)之間的轉(zhuǎn)換關(guān)系。
上面的過程說起來(lái)簡(jiǎn)單，做起來(lái)難呀。因?yàn)樵谔摂M地址映射到頁(yè)之前必須先分配物理頁(yè)——也就是說必須先從內(nèi)核中獲取空閑頁(yè)，并建立頁(yè)表。下面我們介紹一下內(nèi)核管理物理內(nèi)存的機(jī)制。
物理內(nèi)存管理（頁(yè)管理）
Linux內(nèi)核管理物理內(nèi)存是通過分頁(yè)機(jī)制實(shí)現(xiàn)的，它將整個(gè)內(nèi)存劃分成無(wú)數(shù)個(gè)4k（在i386體系結(jié)構(gòu)中）大小的頁(yè)，從而分配和回收內(nèi)存的基本單位便是內(nèi)存頁(yè)了。利用分頁(yè)管理有助于靈活分配內(nèi)存地址，因?yàn)榉峙鋾r(shí)不必要求必須有大塊的連續(xù)內(nèi)存，系統(tǒng)可以東一頁(yè)、西一頁(yè)的湊出所需要的內(nèi)存供進(jìn)程使用。雖然如此，但是實(shí)際上系統(tǒng)使用內(nèi)存時(shí)還是傾向于分配連續(xù)的內(nèi)存塊，因?yàn)榉峙溥B續(xù)內(nèi)存時(shí)，頁(yè)表不需要更改，因此能降低TLB的刷新率（頻繁刷新會(huì)在很大程度上降低訪問速度）。
鑒于上述需求，內(nèi)核分配物理頁(yè)面時(shí)為了盡量減少不連續(xù)情況，采用了“伙伴”關(guān)系來(lái)管理空閑頁(yè)面?；锇殛P(guān)系分配算法大家應(yīng)該不陌生——幾乎所有操作系統(tǒng)方面的書都會(huì)提到,我們不去詳細(xì)說它了，如果不明白可以參看有關(guān)資料。這里只需要大家明白Linux中空閑頁(yè)面的組織和管理利用了伙伴關(guān)系，因此空閑頁(yè)面分配時(shí)也需要遵循伙伴關(guān)系，最小單位只能是2的冪倍頁(yè)面大小。內(nèi)核中分配空閑頁(yè)面的基本函數(shù)是get_free_page/get_free_pages，它們或是分配單頁(yè)或是分配指定的頁(yè)面（2、4、8…512頁(yè)）。
注意：get_free_page是在內(nèi)核中分配內(nèi)存，不同于malloc在用戶空間中分配，malloc利用堆動(dòng)態(tài)分配，實(shí)際上是調(diào)用brk()系統(tǒng)調(diào)用，該調(diào)用的作用是擴(kuò)大或縮小進(jìn)程堆空間（它會(huì)修改進(jìn)程的brk域）。如果現(xiàn)有的內(nèi)存區(qū)域不夠容納堆空間，則會(huì)以頁(yè)面大小的倍數(shù)為單位，擴(kuò)張或收縮對(duì)應(yīng)的內(nèi)存區(qū)域，但brk值并非以頁(yè)面大小為倍數(shù)修改，而是按實(shí)際請(qǐng)求修改。因此Malloc在用戶空間分配內(nèi)存可以以字節(jié)為單位分配,但內(nèi)核在內(nèi)部仍然會(huì)是以頁(yè)為單位分配的。
另外,需要提及的是，物理頁(yè)在系統(tǒng)中由頁(yè)結(jié)構(gòu)struct page描述，系統(tǒng)中所有的頁(yè)面都存儲(chǔ)在數(shù)組mem_map中，可以通過該數(shù)組找到系統(tǒng)中的每一頁(yè)（空閑或非空閑）。而其中的空閑頁(yè)面則可由上述提到的以伙伴關(guān)系組織的空閑頁(yè)鏈表（free_area）來(lái)索引。
內(nèi)核內(nèi)存使用
Slab
所謂尺有所長(zhǎng)，寸有所短。以頁(yè)為最小單位分配內(nèi)存對(duì)于內(nèi)核管理系統(tǒng)中的物理內(nèi)存來(lái)說的確比較方便，但內(nèi)核自身最常使用的內(nèi)存卻往往是很?。ㄟh(yuǎn)遠(yuǎn)小于一頁(yè)）的內(nèi)存塊——比如存放文件描述符、進(jìn)程描述符、虛擬內(nèi)存區(qū)域描述符等行為所需的內(nèi)存都不足一頁(yè)。這些用來(lái)存放描述符的內(nèi)存相比頁(yè)面而言，就好比是面包屑與面包。一個(gè)整頁(yè)中可以聚集多個(gè)這些小塊內(nèi)存；而且這些小塊內(nèi)存塊也和面包屑一樣頻繁地生成/銷毀。
為了滿足內(nèi)核對(duì)這種小內(nèi)存塊的需要，Linux系統(tǒng)采用了一種被稱為slab分配器的技術(shù)。Slab分配器的實(shí)現(xiàn)相當(dāng)復(fù)雜，但原理不難，其核心思想就是“存儲(chǔ)池”的運(yùn)用。內(nèi)存片段（小塊內(nèi)存）被看作對(duì)象，當(dāng)被使用完后，并不直接釋放而是被緩存到“存儲(chǔ)池”里，留做下次使用，這無(wú)疑避免了頻繁創(chuàng)建與銷毀對(duì)象所帶來(lái)的額外負(fù)載。
Slab技術(shù)不但避免了內(nèi)存內(nèi)部分片（下文將解釋）帶來(lái)的不便（引入Slab分配器的主要目的是為了減少對(duì)伙伴系統(tǒng)分配算法的調(diào)用次數(shù)——頻繁分配和回收必然會(huì)導(dǎo)致內(nèi)存碎片——難以找到大塊連續(xù)的可用內(nèi)存），而且可以很好地利用硬件緩存提高訪問速度。
Slab并非是脫離伙伴關(guān)系而獨(dú)立存在的一種內(nèi)存分配方式，slab仍然是建立在頁(yè)面基礎(chǔ)之上，換句話說，Slab將頁(yè)面（來(lái)自于伙伴關(guān)系管理的空閑頁(yè)面鏈表）撕碎成眾多小內(nèi)存塊以供分配，slab中的對(duì)象分配和銷毀使用kmem_cache_alloc與kmem_cache_free。
Kmalloc
Slab分配器不僅僅只用來(lái)存放內(nèi)核專用的結(jié)構(gòu)體，它還被用來(lái)處理內(nèi)核對(duì)小塊內(nèi)存的請(qǐng)求。當(dāng)然鑒于Slab分配器的特點(diǎn)，一般來(lái)說內(nèi)核程序中對(duì)小于一頁(yè)的小塊內(nèi)存的請(qǐng)求才通過Slab分配器提供的接口Kmalloc來(lái)完成（雖然它可分配32 到131072字節(jié)的內(nèi)存）。從內(nèi)核內(nèi)存分配的角度來(lái)講，kmalloc可被看成是get_free_page（s）的一個(gè)有效補(bǔ)充，內(nèi)存分配粒度更靈活了。
有興趣的話，可以到/proc/slabinfo中找到內(nèi)核執(zhí)行現(xiàn)場(chǎng)使用的各種slab信息統(tǒng)計(jì)，其中你會(huì)看到系統(tǒng)中所有slab的使用信息。從信息中可以看到系統(tǒng)中除了專用結(jié)構(gòu)體使用的slab外，還存在大量為Kmalloc而準(zhǔn)備的Slab（其中有些為dma準(zhǔn)備的）。
內(nèi)核非連續(xù)內(nèi)存分配（Vmalloc）
伙伴關(guān)系也好、slab技術(shù)也好，從內(nèi)存管理理論角度而言目的基本是一致的，它們都是為了防止“分片”，不過分片又分為外部分片和內(nèi)部分片之說，所謂內(nèi)部分片是說系統(tǒng)為了滿足一小段內(nèi)存區(qū)（連續(xù)）的需要，不得不分配了一大區(qū)域連續(xù)內(nèi)存給它，從而造成了空間浪費(fèi)；外部分片是指系統(tǒng)雖有足夠的內(nèi)存，但卻是分散的碎片，無(wú)法滿足對(duì)大塊“連續(xù)內(nèi)存”的需求。無(wú)論何種分片都是系統(tǒng)有效利用內(nèi)存的障礙。slab分配器使得一個(gè)頁(yè)面內(nèi)包含的眾多小塊內(nèi)存可獨(dú)立被分配使用，避免了內(nèi)部分片，節(jié)約了空閑內(nèi)存?；锇殛P(guān)系把內(nèi)存塊按大小分組管理，一定程度上減輕了外部分片的危害，因?yàn)轫?yè)框分配不在盲目，而是按照大小依次有序進(jìn)行，不過伙伴關(guān)系只是減輕了外部分片，但并未徹底消除。你自己比劃一下多次分配頁(yè)面后，空閑內(nèi)存的剩余情況吧。
所以避免外部分片的最終思路還是落到了如何利用不連續(xù)的內(nèi)存塊組合成“看起來(lái)很大的內(nèi)存塊”——這里的情況很類似于用戶空間分配虛擬內(nèi)存，內(nèi)存邏輯上連續(xù)，其實(shí)映射到并不一定連續(xù)的物理內(nèi)存上。Linux內(nèi)核借用了這個(gè)技術(shù)，允許內(nèi)核程序在內(nèi)核地址空間中分配虛擬地址，同樣也利用頁(yè)表（內(nèi)核頁(yè)表）將虛擬地址映射到分散的內(nèi)存頁(yè)上。以此完美地解決了內(nèi)核內(nèi)存使用中的外部分片問題。內(nèi)核提供vmalloc函數(shù)分配內(nèi)核虛擬內(nèi)存，該函數(shù)不同于kmalloc，它可以分配較Kmalloc大得多的內(nèi)存空間（可遠(yuǎn)大于128K，但必須是頁(yè)大小的倍數(shù)），但相比Kmalloc來(lái)說,Vmalloc需要對(duì)內(nèi)核虛擬地址進(jìn)行重映射，必須更新內(nèi)核頁(yè)表，因此分配效率上要低一些（用空間換時(shí)間）
與用戶進(jìn)程相似,內(nèi)核也有一個(gè)名為init_mm的mm_strcut結(jié)構(gòu)來(lái)描述內(nèi)核地址空間，其中頁(yè)表項(xiàng)pdg=swapper_pg_dir包含了系統(tǒng)內(nèi)核空間（3G-4G）的映射關(guān)系。因此vmalloc分配內(nèi)核虛擬地址必須更新內(nèi)核頁(yè)表，而kmalloc或get_free_page由于分配的連續(xù)內(nèi)存，所以不需要更新內(nèi)核頁(yè)表。
vmalloc分配的內(nèi)核虛擬內(nèi)存與kmalloc/get_free_page分配的內(nèi)核虛擬內(nèi)存位于不同的區(qū)間，不會(huì)重疊。因?yàn)閮?nèi)核虛擬空間被分區(qū)管理，各司其職。進(jìn)程空間地址分布從0到3G(其實(shí)是到PAGE_OFFSET,在0x86中它等于0xC)，從3G到vmalloc_start這段地址是物理內(nèi)存映射區(qū)域（該區(qū)域中包含了內(nèi)核鏡像、物理頁(yè)面表mem_map等等）比如我使用的系統(tǒng)內(nèi)存是64M(可以用free看到)，那么(3G——3G+64M)這片內(nèi)存就應(yīng)該映射到物理內(nèi)存，而vmalloc_start位置應(yīng)在3G+64M附近（說”附近”因?yàn)槭窃谖锢韮?nèi)存映射區(qū)與vmalloc_start期間還會(huì)存在一個(gè)8M大小的gap來(lái)防止躍界）,vmalloc_end的位置接近4G(說”接近”是因?yàn)樽詈笪恢孟到y(tǒng)會(huì)保留一片128k大小的區(qū)域用于專用頁(yè)面映射，還有可能會(huì)有高端內(nèi)存映射區(qū)，這些都是細(xì)節(jié)，這里我們不做糾纏)。
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上圖是內(nèi)存分布的模糊輪廓
由get_free_page或Kmalloc函數(shù)所分配的連續(xù)內(nèi)存都陷于物理映射區(qū)域，所以它們返回的內(nèi)核虛擬地址和實(shí)際物理地址僅僅是相差一個(gè)偏移量（PAGE_OFFSET），你可以很方便的將其轉(zhuǎn)化為物理內(nèi)存地址，同時(shí)內(nèi)核也提供了virt_to_phys（）函數(shù)將內(nèi)核虛擬空間中的物理映射區(qū)地址轉(zhuǎn)化為物理地址。要知道，物理內(nèi)存映射區(qū)中的地址與內(nèi)核頁(yè)表是有序?qū)?yīng)的，系統(tǒng)中的每個(gè)物理頁(yè)面都可以找到它對(duì)應(yīng)的內(nèi)核虛擬地址（在物理內(nèi)存映射區(qū)中的）。
而vmalloc分配的地址則限于vmalloc_start與vmalloc_end之間。每一塊vmalloc分配的內(nèi)核虛擬內(nèi)存都對(duì)應(yīng)一個(gè)vm_struct結(jié)構(gòu)體（可別和vm_area_struct搞混，那可是進(jìn)程虛擬內(nèi)存區(qū)域的結(jié)構(gòu)），不同的內(nèi)核虛擬地址被4k大小的空閑區(qū)間隔，以防止越界——見下圖）。與進(jìn)程虛擬地址的特性一樣，這些虛擬地址與物理內(nèi)存沒有簡(jiǎn)單的位移關(guān)系，必須通過內(nèi)核頁(yè)表才可轉(zhuǎn)換為物理地址或物理頁(yè)。它們有可能尚未被映射，在發(fā)生缺頁(yè)時(shí)才真正分配物理頁(yè)面。
這里給出一個(gè)小程序幫助大家認(rèn)清上面幾種分配函數(shù)所對(duì)應(yīng)的區(qū)域。
#include
#include
#include
unsigned char *pagemem;
unsigned char *kmallocmem;
unsigned char *vmallocmem;
int init_module(void)
{
pagemem = get_free_page(0);
printk(“pagemem=%s”,pagemem);
kmallocmem = kmalloc(100,0);
printk(“kmallocmem=%s”,kmallocmem);
vmallocmem = vmalloc();
printk(“vmallocmem=%s”,vmallocmem);
}
void cleanup_module(void)
{
free_page(pagemem);
kfree(kmallocmem);
vfree(vmallocmem);
}
實(shí)例
內(nèi)存映射(mmap)是Linux操作系統(tǒng)的一個(gè)很大特色，它可以將系統(tǒng)內(nèi)存映射到一個(gè)文件（設(shè)備）上，以便可以通過訪問文件內(nèi)容來(lái)達(dá)到訪問內(nèi)存的目的。這樣做的更大好處是提高了內(nèi)存訪問速度，并且可以利用文件系統(tǒng)的接口編程（設(shè)備在Linux中作為特殊文件處理）訪問內(nèi)存，降低了開發(fā)難度。許多設(shè)備驅(qū)動(dòng)程序便是利用內(nèi)存映射功能將用戶空間的一段地址關(guān)聯(lián)到設(shè)備內(nèi)存上，無(wú)論何時(shí)，只要內(nèi)存在分配的地址范圍內(nèi)進(jìn)行讀寫，實(shí)際上就是對(duì)設(shè)備內(nèi)存的訪問。同時(shí)對(duì)設(shè)備文件的訪問也等同于對(duì)內(nèi)存區(qū)域的訪問，也就是說，通過文件操作接口可以訪問內(nèi)存。Linux中的X服務(wù)器就是一個(gè)利用內(nèi)存映射達(dá)到直接高速訪問視頻卡內(nèi)存的例子。
熟悉文件操作的朋友一定會(huì)知道file_operations結(jié)構(gòu)中有mmap方法，在用戶執(zhí)行mmap系統(tǒng)調(diào)用時(shí)，便會(huì)調(diào)用該方法來(lái)通過文件訪問內(nèi)存——不過在調(diào)用文件系統(tǒng)mmap方法前，內(nèi)核還需要處理分配內(nèi)存區(qū)域（vma_struct）、建立頁(yè)表等工作。對(duì)于具體映射細(xì)節(jié)不作介紹了，需要強(qiáng)調(diào)的是,建立頁(yè)表可以采用remap_page_range方法一次建立起所有映射區(qū)的頁(yè)表，或利用vma_struct的nopage方法在缺頁(yè)時(shí)現(xiàn)場(chǎng)一頁(yè)一頁(yè)的建立頁(yè)表。之一種方法相比第二種方法簡(jiǎn)單方便、速度快， 但是靈活性不高。一次調(diào)用所有頁(yè)表便定型了，不適用于那些需要現(xiàn)場(chǎng)建立頁(yè)表的場(chǎng)合——比如映射區(qū)需要擴(kuò)展或下面我們例子中的情況。
我們這里的實(shí)例希望利用內(nèi)存映射，將系統(tǒng)內(nèi)核中的一部分虛擬內(nèi)存映射到用戶空間，以供應(yīng)用程序讀取——你可利用它進(jìn)行內(nèi)核空間到用戶空間的大規(guī)模信息傳輸。因此我們將試圖寫一個(gè)虛擬字符設(shè)備驅(qū)動(dòng)程序，通過它將系統(tǒng)內(nèi)核空間映射到用戶空間——將內(nèi)核虛擬內(nèi)存映射到用戶虛擬地址。從上一節(jié)已經(jīng)看到Linux內(nèi)核空間中包含兩種虛擬續(xù)但非物理連續(xù)的vmalloc分配的內(nèi)存虛擬地址。我們的例子程序?qū)⒀菔景裿malloc分配的內(nèi)核虛擬地址映射到用戶地址空間的全過程。
程序里主要應(yīng)解決兩個(gè)問題：
之一是如何將vmalloc分配的內(nèi)核虛擬內(nèi)存正確地轉(zhuǎn)化成物理地址？
因?yàn)閮?nèi)存映射先要獲得被映射的物理地址，然后才能將其映射到要求的用戶虛擬地址上。我們已經(jīng)看到內(nèi)核物理內(nèi)存映射區(qū)域中的地址可以被內(nèi)核函數(shù)virt_to_phys轉(zhuǎn)換成實(shí)際的物理內(nèi)存地址，但對(duì)于vmalloc分配的內(nèi)核虛擬地址無(wú)法直接轉(zhuǎn)化成物理地址，所以我們必須對(duì)這部分虛擬內(nèi)存格外“照顧”——先將其轉(zhuǎn)化成內(nèi)核物理內(nèi)存映射區(qū)域中的地址，然后在用virt_to_phys變?yōu)槲锢淼刂贰?/p>
轉(zhuǎn)化工作需要進(jìn)行如下步驟：
找到vmalloc虛擬內(nèi)存對(duì)應(yīng)的頁(yè)表，并尋找到對(duì)應(yīng)的頁(yè)表項(xiàng)。
獲取頁(yè)表項(xiàng)對(duì)應(yīng)的頁(yè)面指針
通過頁(yè)面得到對(duì)應(yīng)的內(nèi)核物理內(nèi)存映射區(qū)域地址。
如下圖所示：
第二是當(dāng)訪問vmalloc分配區(qū)時(shí)，如果發(fā)現(xiàn)虛擬內(nèi)存尚未被映射到物理頁(yè)，則需要處理“缺頁(yè)異常”。因此需要我們實(shí)現(xiàn)內(nèi)存區(qū)域中的nopaga操作，以能返回被映射的物理頁(yè)面指針，在我們的實(shí)例中就是返回上面過程中的內(nèi)核物理內(nèi)存映射區(qū)域中的地址。由于vmalloc分配的虛擬地址與物理地址的對(duì)應(yīng)關(guān)系并非分配時(shí)就可確定，必須在缺頁(yè)現(xiàn)場(chǎng)建立頁(yè)表，因此這里不能使用remap_page_range方法，只能用vma的nopage方法一頁(yè)一頁(yè)的建立。
程序組成
map_driver.c，它是以模塊形式加載的虛擬字符驅(qū)動(dòng)程序。該驅(qū)動(dòng)負(fù)責(zé)將一定長(zhǎng)的內(nèi)核虛擬地址(vmalloc分配的)映射到設(shè)備文件上。其中主要的函數(shù)有——vaddress_to_kaddress（）負(fù)責(zé)對(duì)vmalloc分配的地址進(jìn)行頁(yè)表解析,以找到對(duì)應(yīng)的內(nèi)核物理映射地址（kmalloc分配的地址）；map_nopage()負(fù)責(zé)在進(jìn)程訪問一個(gè)當(dāng)前并不存在的VMA頁(yè)時(shí)，尋找該地址對(duì)應(yīng)的物理頁(yè)，并返回該頁(yè)的指針。
test.c 它利用上述驅(qū)動(dòng)模塊對(duì)應(yīng)的設(shè)備文件在用戶空間讀取讀取內(nèi)核內(nèi)存。結(jié)果可以看到內(nèi)核虛擬地址的內(nèi)容（ok!），被顯示在了屏幕上。
執(zhí)行步驟
編譯map_driver.c為map_driver.o模塊,具體參數(shù)見Makefile
加載模塊 ：inod map_driver.o
生成對(duì)應(yīng)的設(shè)備文件
1 在/proc/devices下找到map_driver對(duì)應(yīng)的設(shè)備命和設(shè)備號(hào)：grep mapdrv /proc/devices
2 建立設(shè)備文件mknod mapfile c（在我的系統(tǒng)里設(shè)備號(hào)為254）
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