Linux核心：虛擬地址到物理地址，是什麼時候開始對映
核心空間 和使用者空間申請的記憶體最終和buddy怎麼互動？以及在頁表對映上的區別？虛擬地址到物理地址，什麼時候開始對映？
Buddy的問題
分配的力度太大 buddy演算法把空閒頁面分成1，2，4頁，buddy演算法會明確知道哪一頁記憶體空閒還是被佔用？
4k，8k，16k
無論是在應用還是核心，都需要申請很小的記憶體。
從buddy要到的記憶體，會進行slab切割。
slab原理：
比如在核心中申請8位元組的記憶體，buddy分配4K，分成很多個小的8個位元組，每個都是一個object。
slab，slub，slob 是slab機制的三種不同實現演算法。
Linux 會針對一些常規的小的記憶體申請，資料結構，會做slab申請。
cat /proc/slabinfo 可以看到核心空間小塊記憶體的申請情況，也是slab分配的情況。
slab主要分為兩類：
一、常用資料結構像 nfsd_drc， UDPv6，TCPv6 ，這些經常申請和釋放的資料結構。比如，存在TCPv6的slab，之後申請 TCPv6 資料結構時，會透過這個slab來申請。
二、常規的小記憶體申請，做的slab。例如 kmalloc-32，kmalloc-64， kmalloc-96， kmalloc-128
注意，slab申請和分配的都是隻針對核心空間，與使用者空間申請分配記憶體無關。使用者空間的malloc和free呼叫的是libc。
slab和buddy的關係？
1、slab的記憶體來自於buddy。slab相當於二級管理器。
2、slab和buddy在演算法上，級別是對等的。
兩者都是記憶體分配器，buddy是把記憶體條分成多個Zone來管理分配，slab是把從buddy拿到的記憶體，進行管理分配。
同理，malloc 和free也不找buddy拿記憶體。 malloc 和free不是系統呼叫，只是c庫中的函式。
mallopt
在C庫中有一個api是mallopt，可以控制一系列的選項。
M_TRIM_THRESHOLD：控制c庫把記憶體還給核心的閾值。
-1UL 代表最大的正整數。
此處代表應用程式把記憶體還給c庫後，c庫並不把記憶體還給核心。
<\do your RT-thing>
程式在此處申請記憶體，都不需要再和核心互動了，此時程式的實時性比較高。
kmalloc vs。 vmalloc/ioremap
記憶體空間： 記憶體+暫存器
register ——> LDR/STR
所有記憶體空間的東西，CPU去訪問，都要透過虛擬地址。 CPU ——> virt ——> mmu ——> phys
cpu請求虛擬地址，mmu根據cpu請求的虛擬地址，查頁表的物理地址。
buddy演算法，管理這一頁的使用情況。
兩個虛擬地址可以對映到同一個物理地址。
頁表 -> 陣列，
任何一個虛擬地址，都可以用地址的高20位，作為頁表的行號去讀對應的頁表項。而第12位，是指頁面內偏移。（由於一頁是4K，2^12 足夠描述）
kmalloc 和 vmalloc 申請的記憶體，有什麼區別？ 答：申請之後，是否還要去改頁表。一般情況，kmalloc申請記憶體，不需要再去改頁表。同一張頁表，幾個虛擬地址可以同時對映到同一個物理地址。
暫存器，透過ioremap往vmalloc區域，進行對映。然後改程序的虛擬地址頁表。
總結：所有的頁，最底層都是用buddy演算法進行管理，用虛擬地址找物理地址。理解記憶體分配和對映的區別，無論是lowmem還是highmem 都可以被vmalloc拿走，也可能被使用者拿走，只不過拿走之後，還要把虛擬地址往物理地址再對映一遍。但如果是被kmalloc拿走，一般指低端記憶體，就不需要再改程序的頁表。因為這部分低端記憶體，已經做好了虛實對映。
cat /proc/vmallocinfo |grep ioremap
可以看到暫存器中的哪個區域，被對映到哪個虛擬地址。
vmalloc區域主要用來，vmalloc申請的記憶體從這裡找虛擬地址 和 暫存器的ioremap對映。
Linux記憶體分配的lazy行為
Linux總是以最lazy的方式，給應用程式分配記憶體。
malloc100M記憶體成功時，其實並沒有真實拿到。只有當100M記憶體中的任何一頁，被寫一次的時候，才成功。vss：虛擬地址空間。 rss：常駐記憶體空間malloc 100M記憶體成功時，Linux把100M記憶體全部以只讀的形式，對映到一個全部清0的頁面。
當應用程式寫100M中每一頁任意位元組時，會發出page fault。 linux 核心收到缺頁中斷後，從硬體暫存器中讀取到，包括缺頁中斷髮生的原因和虛擬地址。Linux從記憶體條申請一頁記憶體，執行cow，把頁面重新複製到新申請的頁表，再把程序頁表中的虛擬地址，指向一個新的物理地址，許可權也被改成R+W。
呼叫brk 把8k變成 16k。
針對應用程式的堆、程式碼、棧、等，會使用lazy分配機制，只有當寫記憶體頁時，才會真實請求記憶體分配頁表。但，當核心使用kmalloc申請記憶體時，就真實地分配相應的記憶體，不使用lazy機制。
記憶體OOM
當真實去寫記憶體時，應用程式並不能拿到真實的記憶體時。Linux啟動OOM，linux在執行時，會對每一個程序進行out-of-memory打分。大部分主要基於，耗費的記憶體。耗費的記憶體越多，打分越高。
cat /proc/
#include
#include
#include
int main（int argc， char **argv）
{
int max = -1；
int mb = 0；
char *buffer；
int i；
#define SIZE 2000
unsigned int *p = malloc（1024 * 1024 * SIZE）；
printf（“malloc buffer： %p\n”， p）；
for （i = 0； i < 1024 * 1024 * （SIZE/sizeof（int））； i++） {
p［i］ = 123；
if （（i & 0xFFFFF） == 0） {
printf（“%dMB written\n”， i >> 18）；
usleep（100000）；
}
}
pause（）；
return 0；
}
定條件：
總記憶體1G
1、swapoff -a 關掉swap交換
2、echo 1 >
/proc/sys/vm/overcommit_memory
3、核心不去評估系統還有多少空閒記憶體
Linux進行OOM打分，主要是看耗費記憶體情況，此外還會參考使用者許可權，比如root許可權，打分會減少30分。
還有OOM打分因子：/proc/pid/oom_score_adj （加減）和 /proc/pid/oom_adj （乘除）。
總結：
1、slab的作用，針對在核心空間小記憶體分配，和常用資料結構的申請。
2、同樣的二次分配器，在使用者空間是C庫。malloc和free的時候，記憶體不一定從buddy分配和還給buddy。
3、kmalloc，vmalloc 和malloc的區別
kmalloc：申請記憶體，一般在低端記憶體區。申請到時，記憶體已經對映過了，不需要再去改程序的頁表。所以，申請到的物理頁是連續的。
vmalloc：申請記憶體，申請到就拿到記憶體，並且已經修改了程序頁表的虛擬地址到物理地址的對映。vmalloc（）申請的記憶體並不保證物理地址的連續。
使用者空間的malloc：申請記憶體，申請到並沒有拿到，寫的時候才去拿到。拿到之後，才去改頁表。申請成功，頁表只讀，只有到寫時，發生page fault，才去buddy拿記憶體。
kmalloc和vmalloc針對核心空間，malloc針對使用者空間。這些記憶體，可以來自任何一個Zone。
無論是kmalloc，vmalloc還是使用者空間的malloc，都可以使用記憶體條的不同Zone，無論是highmem zone、lowmem zone 和 DMA zone。
4、如果在從buddy拿不到記憶體時，會觸發Linux對所有程序進行OOM打分。當Linux出現記憶體耗盡，就kill一個oom score 最高的是那個程序。oom_score，可以根據 oom_adj （-17～25）。
安卓的程式，不停地調整前臺和後臺程序oom_score，當被切換到後臺時，oom_score會被調整得比較大。以保證前臺的程序不容易因為oom而kill掉。
