内存管理

物理内存

struct pglist_data：在NUMA中内存访问速度一致的部分称为一个节点

struct zone：ZONE_DMA:0-16MB的页框，直接映射到内核空间;

ZONE_NORMAL：16-896MB之间的内存页框，常规页框，直接映射到内核的地址空间;

ZONE_HIGHMEM：896MB-4GB的物理内存(被内核空间的高端内存线性地址空间(896-1024MB)动态映射)

struct page：内核初始化构建一个大小为页框数的mem_map[]数组与物理页框一一对应

伙伴分配算法：所有的空闲页框分组为11个块链表，每个块链表分别包含大小为1，2，4，8，16，32，64，128，256，512和1024个连续页框的页框块

slab分配器：通过将内存按使用对象不同，再将伙伴分配的页框划分成不同大小的空间，应用于内核对象的缓存

虚拟内存

mm_struct：描述一个进程整个虚拟地址空间；包含多个虚拟区间，虚拟区间少时用链表，多时用红黑树

vm_area_struct：进程分为代码段、数据段、BSS、堆、栈；内核将这些区间抽象成vm_area_struct的对象来管理；vm_operations_struct描述这个区间的操作方式

malloc：是用户空间申请内存的方法,分配的地址是虚拟地址连续,物理地址一般不会连续,通过系统调用sys_brk来实现,sys_brk分配的地址是经过TLB的,sys_brk分配的仅仅是一个虚拟的空间vma,在分配时并没有做实际物理页的分配动作,实际分配物理页的动作是在do_page_fault异常处理中完成的

vmalloc：分配动态内存映射区内存，虚拟地址连续，物理地址可不连续；vmalloc分配内存时不仅仅分配了虚拟空间vma,并且还分配了实际的物理页,不过这个物理页是和在公共的页表进行了映射,并没有在本进程的页表进行映射.所以当访问这段vma时,触发的do_page_fault异常处理在实际上完成了页表的同步工作

kmalloc：基于slab分配常规映射的内核空间，虚拟地址和物理地址都连续，常用于小块内存分配；这部分也有页表，只不过映射关系早被内核做好了；因为用户空间的不同进程的内存地址可能相同，所以映射关系不能固定，只能一个进程一个映射关系(页表)

Cache一致性

多级cache

一般有如下程序优化方法：优化数据缓存(数据访问顺序)；指令缓存(cpu分支预测器,likely/unlikely)；绑核提高缓存命中率

Cache line

Cache是由cache Line组成 它是 CPU 从内存读取数据的基本单位，而cache Line 是由各种标志（Tag）+ 数据块（Data Block）组成；但是怎么写呢？

写直达：如果命中，直接将数据写到cache和主存；如果没命中，直接写到主存

还有写回：写到Cache line，标记为脏；当修改过的 Cache line被替换(替换算法决定时机)时，才需要写到内存中

一致性问题

如果按照写回方法：

当a=0；被核心1写a+1;此时a=1还放在cache line中，在这个cache line还没被替换时，主存中a还是=0；此时，核心2正好从主存中读取了a，把a放到了核心2的cache line;结果两个核心的cache里的a不一致，产生了一致性问题；为解决这个问题，引出了“写传播”和“事务串行化”

总线嗅探

当核心1里面修改了cache某个数据时，通过总线广播给其他核心，每个核心也会监听广播的事件，如果自己的cache也有相同的数据，则会更新到自己的L1 cache;这种方式只保证了写传播，没保证事务串行化，于是有了mesi：基于总线嗅探实现事务串行化

mesi协议

用四种状态来标记cache line的状态M:已修改；E:独占；S:共享；I:失效；用状态机来减少广播和实现串行化

Dma跟cache一致性

dma外设到内存：需要将数据对应的cache line设为i,cpu再使用数据就重新从内存拿

dma内存到外设：如果cache line为m，需要将cache的数据同步到内存

屏障指令

Mesi虽然保证了cache一致性，但是没有解决执行乱序的问题，因为执行乱序是一定存在的，在不能的乱序的地方需要使用屏障指令（保证指令跟数据按照程序逻辑执行）避免它，比如互斥锁里面就用到了屏障指令

a=0;a=1,flag=1;//核心1执行，flag先于a=1执行

if(flag==1) b=a+1;//核心2执行，b的结果跟程序的逻辑就不一致了

单核：有依赖点，结果不会出错

多核：flag先命中cache，先执行，结果就会出错