物理内存的分配

物理内存的分配在内核分配内存时，必须记录页帧的已分配或空闲状态，以免两个进程使用同样的内存区域。由于内存分配和释放非常频繁，内核还必须保证相关操作尽快完成。内核可以只分配完整的页帧。将内存划分为更小的部分的工作，则委托给用户空间中的标准库。标准库将来源于内核的页帧拆分为小的区域，并为进程分配内存。
1. 伙伴系统
内核中很多时候要求分配连续页。为快速检测内存中的连续区域，内核采用了一种古老而历经检验的技术：伙伴系统。
系统中的空闲内存块总是两两分组，每组中的两个内存块称作伙伴。伙伴的分配可以是彼此独立的。但如果两个伙伴都是空闲的，内核会将其合并为一个更大的内存块，作为下一层次上某个内存块的伙伴。
内核对所有大小相同的伙伴（1、2、4、8、16或其他数目的页），都放置到同一个列表中管理。各有8页的一对伙伴也在相应的列表中。
如果系统现在需要8个页帧，则将16个页帧组成的块拆分为两个伙伴。其中一块用于满足应用程序的请求，而剩余的8个页帧则放置到对应8页大小内存块的列表中。
如果下一个请求只需要2个连续页帧，则由8页组成的块会分裂成2个伙伴，每个包含4个页帧。其中一块放置回伙伴列表中，而另一个再次分裂成2个伙伴，每个包含2页。其中一个回到伙伴系统，另一个则传递给应用程序。
在应用程序释放内存时，内核可以直接检查地址，来判断是否能够创建一组伙伴，并合并为一个更大的内存块放回到伙伴列表中，这刚好是内存块分裂的逆过程。这提高了较大内存块可用的可能性。
在系统长期运行时，服务器运行几个星期乃至几个月是很正常的，许多桌面系统也趋向于长期开机运行，那么会发生称为碎片的内存管理问题。频繁的分配和释放页帧可能导致一种情况：系统中有若干页帧是空闲的，但却散布在物理地址空间的各处。换句话说，系统中缺乏连续页帧组成的较大的内存块，而从性能上考虑，却又很需要使用较大的连续内存块。通过伙伴系统可以在某种程度上减少这种效应，但无法完全消除。如果在大块的连续内存中间刚好有一个页帧分配出去，很显然这两块空闲的内存是无法合并的。在内核版本2.6.24开发期间，增加了一些有效措施来防止内存碎片，我会在第3章更详细地讨论相关的底层实现机制。
2. slab缓存
内核本身经常需要比完整页帧小得多的内存块。由于内核无法使用标准库的函数，因而必须在伙伴系统基础上自行定义额外的内存管理层，将伙伴系统提供的页划分为更小的部分。该方法不仅可以分配内存，还为频繁使用的小对象实现了一个一般性的缓存--slab缓存。它可以用两种方法分配内存。
(1) 对频繁使用的对象，内核定义了只包含了所需类型对象实例的缓存。每次需要某种对象时，可以从对应的缓存快速分配（使用后释放到缓存）。slab缓存自动维护与伙伴系统的交互，在缓存用尽时会请求新的页帧。
(2) 对通常情况下小内存块的分配，内核针对不同大小的对象定义了一组slab缓存，可以像用户空间编程一样，用相同的函数访问这些缓存。不同之处是这些函数都增加了前缀k，表明是与内核相关联的：kmalloc和kfree。
虽然slab分配器在各种工作负荷下的性能都很好，但在真正规模庞大的超级计算机上使用时，出现了一些可伸缩性问题。另一方面，对真正微小的嵌入式系统来说，slab分配器的开销可能又太大了。内核提供了slab分配器的两种备选方案，可用于在相应的场景下替换slab分配器并提供更好的性能。对内核的其他部分而言，这3种方案的接口相同，因而不必关注内核中实际编译进来的底层分配器是哪一个。由于slab分配仍然是内核的标准方法，因此我不会详细讨论备选方案。图1-9综述了伙伴系统、slab分配器以及内核其他方面之间的关联。
3. 页面交换和页面回收
页面交换通过利用磁盘空间作为扩展内存，从而增大了可用的内存。在内核需要更多内存时，不经常使用的页可以写入硬盘。如果再需要访问相关数据，内核会将相应的页切换回内存。通过缺页异常机制，这种切换操作对应用程序是透明的。换出的页可以通过特别的页表项标识。在进程试图访问此类页帧时，CPU则启动一个可以被内核截取的缺页异常。此时内核可以将硬盘上的数据切换到内存中。接下来用户进程可以恢复运行。由于进程无法感知到缺页异常，所以页的换入和换出对进程是完全不可见的。
页面回收用于将内存映射被修改的内容与底层的块设备同步，为此有时也简称为数据回写。数据刷出后，内核即可将页帧用于其他用途（类似于页面交换）。内核的数据结构包含了与此相关的所有信息，当再次需要该数据时，可根据相关信息从硬盘找到相应的数据并加载。