作業系統的記憶體管理你知道嗎

導讀	brk()的作用也只是通知 核心哪個範圍的堆記憶體是可用的，真正的實體記憶體頁是在程式實際讀寫記憶體的時候才會申請，而且是由核心根據寫時複製/需求載入自動完成的，應用程式感知不到這點。

記憶體管理，是作業系統的主要功能。

作業系統從啟動一直到建立0號程式（idle程式），執行的大部分程式碼都跟記憶體有關。

作業系統的記憶體管理，大概分這麼幾個層次：

實體記憶體是電腦上的真實記憶體大小，這個資料可以透過BIOS獲取。

在分頁之後，實體記憶體的管理結構是個陣列，每項表示1個實體記憶體頁，每頁4096位元組。

如下圖：

實體記憶體的管理結構

在一個簡單的核心demo裡，實體記憶體頁的管理結構可以只有一項：

atomic_t refs;

即，實體記憶體頁的引用計數：計數為0表示空閒，> 0表示正在使用，具體數字表示共享這一頁的程式個數。

簡單的核心demo一般是不支援SMP架構的，所以自旋鎖（spinlock）也就省了。

在對稱多處理器（SMP）的CPU上，因為全域性資料結構會被多個CPU併發訪問，所以要加自旋鎖。

那麼，實體記憶體頁的管理結構至少有2項：

atomic_t spinlock;
atomic_t refs;

自旋鎖的作用，與應用程式裡的鎖（mutex）差不多，只是它在獲取失敗之後會不斷地再次獲取，直到成功。

void spin_lock(atomic_t* lock)
{
while (spin_trylock(lock) == 0);
}

這就是給自旋鎖加鎖的函式，while迴圈直到成功，不成功時就自旋在那裡一直轉圈，所以叫自旋鎖。

它在（對稱多處理器）SMP環境裡用於保護共享的資料結構：當一個CPU持有自旋鎖時，另一個CPU沒法訪問共享資料。

如果是單個CPU的環境，沒必要用自旋鎖，直接關閉中斷就行了。

單個CPU的情況下，關了中斷就可以阻止核心的併發，共享資料也就不會被踩踏了。

但多個CPU必須使用自旋鎖，因為關中斷只能關閉當前CPU的，沒法關其他CPU的：這時需要自旋鎖保護共享資料。

實體記憶體的管理陣列，是最重要的全域性共享資料。

當需要給一個程式申請記憶體的時候，哪個記憶體頁是空閒的，哪個已經被使用了，全靠檢視這個陣列。

加自旋鎖的時候一定要先關中斷，因為如果在加了鎖之後、關中斷之前、正好有個中斷來了，而在中斷處理函式里再次請求加同一個鎖，那就會遞迴死鎖了。

Linux核心的關中斷加鎖的函式叫：spin_lock_irqsave().

Linux核心的分配實體記憶體頁的函式叫：get_free_pages()，它可以分配1頁或連續的多頁記憶體。

如果分配多頁記憶體的話，起始地址是要按頁數對齊的。

虛擬記憶體都是透過程式的頁表管理的。

為了節省實體記憶體，新建立的程式是與父程式共享同一套實體記憶體頁的。

只有新程式要寫某個記憶體頁時，才會給它複製一份新的實體記憶體頁，然後取消該頁與父程式的共享，這就是寫時複製。

寫時複製的過程

寫時複製的過程：

1）申請一個新記憶體頁，

2）把老記憶體頁的內容，複製到新記憶體頁上，

3）把新記憶體頁的地址填入子程式的頁表，

4）把老記憶體頁的引用計數減1。

所以，新程式剛被建立出來時，它的使用者空間並沒有自己的實體記憶體頁，只有當執行需要時才一點點地透過寫時複製新增，以讓實體記憶體最大限度的空閒著。

另一個讓實體記憶體最大限度空閒著的機制，就是需求載入：

1）當mmap一個檔案時，作業系統並不會直接為這個檔案分配記憶體，並且把它的內容載入到記憶體裡，

2）而是當程式真去讀這個檔案的某一部分時，才給它申請實體記憶體頁，並且把這一部分內容從磁碟讀到記憶體。

copy on write，load on read.

不到火燒眉毛的時候， 是不會把實體記憶體給程式的

以上的這些機制都是OS核心裡的，應用程式的程式碼不需要管這些。

應用程式分配記憶體的最 底層函式，就是brk()系統呼叫。

brk()是一個系統呼叫，它的作用就是修改應用程式的資料段的結尾，從而分配或回收應用程式的堆空間。

C庫裡的把它封裝成了sbrk()和brk()兩個函式，讓它使用起來更符合人們的習慣：

sbrk()用於申請記憶體：void* sbrk(int increment);

brk()用於回收記憶體：int brk(void* addr);

實際上，Linux系統只有1個brk()系統呼叫，它既設定程式資料段的末尾，又會把這個值返回給應用程式。

Linux核心的標頭檔案裡，brk()系統呼叫的處理函式sys_brk()是這麼定義的，如上圖。

如果想直接使用系統呼叫，可以使用Linux的syscall()函式，依次傳入呼叫號和引數列表，就可以看到哪些是真實的系統呼叫，哪些是C庫的封裝。

syscall()函式的宣告是：long syscall(long number, ...);

它的引數是可變的，系統呼叫的引數最多隻有6個，因為暫存器的個數有限。

在sbrk() 和 brk()的基礎上再封裝，就是人們經常使用的malloc() 和 free()了。

malloc() 申請的記憶體是一塊塊的，可以不按次序釋放，而不影響使用。

brk() 和 sbrk() 申請的記憶體必須按次序釋放，因為它會修改程式的資料段結尾：

資料段結尾（brk）之外的堆空間如果被使用，就屬於段錯誤。

所以，Linux man手冊裡說明了，應用程式不要用sbrk()和brk()申請和釋放記憶體。

brk()的作用也只是通知Linux核心哪個範圍的堆記憶體是可用的，真正的實體記憶體頁是在程式實際讀寫記憶體的時候才會申請，而且是由核心根據寫時複製/需求載入自動完成的，應用程式感知不到這點。

Linux還會把不常用的實體記憶體頁交換到磁碟上（即swap分割槽），以騰出更多的記憶體。

所以，在記憶體不足時，磁碟的讀寫頻次也會升高。

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