从物理页面的争抢看linux内核内存管理

linux的 内核页面是不可换出的，这是事实，但是为什么呢？本文我将从物理页面争抢的角度来试图发现和解决这个疑问。linux 的内核地址空间很大一块 是一一映射，这实际上不是必须的，而是内核想尽可能简单的实现内核本身的管理（迎合mmu ，人家必须要mmu 插手，你内核无法逃避，只好用最简单的方式应 付一下，如果没有mmu ，那么对于内核就好了）。
     内核毕竟只是为用户进程提供服务，它不应该花很大的精力用于其自身的管理，如果一个厨师做的饭都不够自己吃，那么谁还能指望他来提供饭菜呢？内核应该让其 自身更简单，维护更少的数据结构，杜绝复杂化，复杂化往往是不稳定的根源。本文通过一个简单的例子来说明问题，用户进程的缺页处理在用户进程管理和内存管 理中占有很大比重，为了使内核不必拥有这么大比重的东西，一个简单的策略就是不让内核缺页，换句话说就是内核本身不能换出。要做到这个必须的前提就是内核 的数据结构必须很精小，事实上是这样的，linux 内核数据结构的小巧性是无人能比的，否则，那么大的数据占据内存还不让其换出，这会导致用户进程被剥夺 掉很多资源，频频缺页，这也是不希望的。
     如果内核可以换出，那么我们看一下这是否合理。linux 内核的绝大部分一一映射进虚拟内存空间，那么我们就以一一映射的虚拟内存空间为主，来比对别的虚 存空间，这就是说在一一映射空间只要物理页面确定了，那么它的虚拟地址就确定了。如果它可以换出，那么抢这个物理页面的虚拟地址不可能在一一映射的虚存空 间，否则就是自己和自己抢了，那么我们假设一个用户进程和它抢这个物理页，这个内核页被换出，然后映射成用户页，但是因为是内核数据，一会它还要用到并且 必须用这个物理页，因此就又会将用户页换出，将内核页换入，这样会频繁换页，问题在于：内核映射为一一映射，不能用别的物理页；倘若是vmalloc 和它 争抢物理页，会出现同样的情况，更严重的是，二者同为内核数据，如果vmalloc 的数据会用到这个被抢的内核页面的数据，但是它已经换出，还可能会造成 死锁；反过来同样的道理，被映射进vmalloc 区的物理页面也不应该被抢，于是说，内核映射的物理页面都不应该被抢，它们必须常驻内存。所谓的内核可缺 页指的是：1. 内核态访问用户空间，此时用户空间的页可缺页；2. 内核态的各进程页表不同步视为一种缺页，实际上并不是真正物理页面没有在内存。
     这样内核好像被钉到物理内存中一样，无条件为用户提供服务，坚守自己的岗位，linux 的思想中，内核和用户进程是被分别对待的，体现了一种服务于被服务 的思想。反观windows ，将几乎一切都纳入几个“ 管理器” ，它的那几个管理器实现可真够复杂的。windows 本身并不区分内核和用户进程，可能吸取 微内核的思想吧（早先版本，windows 确实是微内核），它只是在运行几个统管一切的管理器，这些管理器将管理一切相关的活动，比如缺页，不管内核空间 还是用户空间，统一按照一套一致的模式进行处理，于是在windows 里面，正如它自己说的，页表本身也可以被换出。
     linux 内核随时映射到虚存，比如kmap_atomic 和kmap ，并不是一直保持映射，内核将大部分虚存给了用户，而不是管理其自身的数据。总是虚 无缥缈，那么不确定！当用户确实有映射需求的时候，linux 也不是蛮不讲理的，它往往会满足你的要求，比如你要求文件映射到用户空间的时候，内核就会将 属于缓存基树（address_space ）的页面映射到用户空间，实现了像windows 那样的机制，linux 之所以这么灵活还是它看上去和 windows 相比较不那么模块化，但实际上它内部的各个方面耦合度相当低，它们的排列组合可以实现用户的任何需求，一切是那么简单！
     这个事实再次体现了两种系统设计哲学上的差异。