内核笔记
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性能
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RCU
entry
entry 在 linux 链表中表示一个条目。
list_entry()
#define list_entry(ptr, type, member) \
container_of(ptr, type, member)
通过结构体（type类型）中某个成员（member），和成员地址（ptr），得到结构体的首地址（entry）。
另：ptr 是 pointer 的意思，指针
实例：
last_tid = list_entry(tid_list->prev, struct ath_atx_tid, list);
list_first_entry()
无序链表任何一个节点都可以是头
大佬
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二刷《Linux内核设计与实现》
目标：
内存管理、进程管理、文件系统。
面试官：请谈谈linux内存管理
我们有一块内存，我们如何去使用它。
程序想要运行，必须加载到内存，因为磁盘太慢了。
那要怎么把进程加载到内存呢？放在内存的什么位置呢？
如果不加以管理，比方说进程A占用了地址0-100，进程B也去占用这部分内存，就会出问题。我们也不可能提前规划好，A 使用0-100，B 使用101-200。就算能规划，你还一个平台呢？又何别的程序冲突了。
一开始，内存是按段管理的，即段式存储。
所以引入了虚拟内存，每个进程，都认为所有内存地址空间都是自己的，自己想怎么用就怎么用。A 进程使用0-10000地址，B进程照样可以使用0-1000地址。那背后是怎样实现的呢？就是虚拟地址，MMU 把虚拟地址映射到实际的物理内存地址，A 的 10000 比方说映射到物理内存的 1000，B的1000比方说映射到物理内存的2000，所以A 和B 不冲突。但是A和B 是察觉不到这件事的，都是MMU在默默的工作。
那MMU具体是怎么做的呢？比方说A访问一段虚拟地址时，MMU就会看这段虚拟地址是否在物理内存上（通过页表），如果在物理内存上，就从物理内存上访问数据。如果发现页表上没有此条记录，说明该虚拟地址没有映射到实际的物理地址，这时就发生缺页中断，去查找可用的物理内存，做映射。
现在的进程非常占内存，动不动几个G ，十几个G ，物理内存就那么大，被占完了怎么办，这时候就要考虑把部分物理内存暂存到磁盘上，捣腾出空间，磁盘上的这部分空间就是交换分区。将谁的内存置换到磁盘上呢？这就依靠内存管理算法了，没有最好，只有合适。一般是将最久没有使用的，置换到磁盘。（和kill占内存最多的进程的差别）
另外一个问题，以什么为单位管理内存呢？太小也不好，太大也不好。
内存4K，
页、页框，
置换算法，
创建算法：是从内存地址从小到大查找，找到第一块满足的内存就分配呢？还是找到一块符合条件的最小的空闲内存呢？前者快，单容易产生内存碎片；后者慢，但内存碎片较少。
不管何种算法，随着时间推移，肯定会产生内存碎片，如何回收呢？
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少讲了内核空间地址范围，用户空间地址范围，以32位系统为例。
内核把物理页作为内存管理的最小单位。MMU（Memory Management Unit，内存管理单元，管理内存并把虚拟地址转换成物理地址的硬件）通常以页为单位进行管理。这也是页表名称的由来。从虚拟内存的角度来看，页就是最小单位。
大多数 32 位体系结构支持 4KB 的页，而 64 位体系结构一般会支持 8KB 的页。
这就意味着，在支持 4KB 页大小并有 1GB 物理内存的机器上，物理内存会被划分为 262144 个页。
内核用 struct page 结构表示系统中的每个物理页。结构位于<linux/mm.h>
virtual 字段是页的虚拟地址。
_count 字段存放页的引用计数。
这个数据结构的目的在于描述物理内存本身，而不是描述包含在其中的数据。
内核用这一数据结构来管理系统中所有的页，因为内核需要知道一个页是否空闲。
系统中的每个物理页都要分配一个这样的结构体。
物理内存分为三个区：ZONE_DMA、ZONE_NORMAL、ZONE_HIGHMEM
简历-性能优化：缓存一致性、使用 kmalloc() 代替 vmalloc() [第11章 vmalloc()]、内存池（类似slab机制）
kmalloc() –> 空闲链表 –> slab 分配器
看视频： 链接
重定位（非重定向）
保护
共享
代码中的地址都是虚拟（逻辑）地址，编译好的汇编或二进制也是虚拟地址，讨论的堆、栈、静态数据区、代码区也都是虚拟地址
重定向，就是程序地址使用偏移量，代替直接使用地址。
在执行对内存的访问之前，必须把它转换成物理地址。
程序的链接和加载
特权模式
内存管理：
固定数量分区（等大小）。问题：支持的进程并发数量有限。有的进程很大，放不下；有的进程很小，占一个分区浪费。
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固定数量分区（大小不等的分区）。
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**动态分区。**进程需要多少内存，就分配多少内存，没有内部碎片。缺点：程序释放，产生外部碎片。解决办法：压缩。
放置算法：最佳适配、首次适配、下次适配
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伙伴系统。类似 2048 游戏。优点，分区数量不固定，灵活。分区释放后很容易合并，减少碎片。
利用了二叉树。
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非连续分配。允许一个进程使用非连续的物理地址空间，允许共享代码与数据，支持动态加载和动态链接。
如何实现虚拟地址和物理地址的转换。
- 软件实现（灵活，开销大）：每一次内存的访问，还要额外地增加地址转换工作。
- 硬件实现（够用，开销小）
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分页。
目的：更好地利用内存，不考虑数据的实际意义，单纯一页一页划分。
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分段。代码段、堆、栈、静态数据区等。
目的：更细粒度和灵活的分离与共享。
段错误 (核心已转储)
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基于段寄存器的段式内存管理。
缺点：需要很多段寄存器
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基于段表的段式内存管理
段表和页表的区别：段比页大，段表里面的记录也就比页表少。
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交换分区。
目的：满足人们对内存无休止的增长。进程需要的内存比你物理内存还要大。
做法：覆盖（overlay）、交换（swapping）
覆盖是比较老的技术，只能发生在单个进程内部，程序员自己决定哪些部分覆盖。
交换的实现：
可将暂时不能运行的进程放到外存。
换入换出的基本单位：整个进程的地址空间。（PS ：现在也允许将进程空间的一部分换出）
换出（swap out）：把一个进程的整个地址空间保存到外存
换出（swap in）：把外存中某个进程的地址空间读入到内存。
交换的时机：仅当内存空间不够或有不够的可能时换出。
交换分区的大小：存放所有用户进程的所有内存映像的拷贝。
程序换入时的重定位：换出后再换入时需要放在原处吗？采用动态地址映射的方法。
缺页异常、缺段异常：访问的地址没有映射到内存地址空间
付出的代价：缺页中断，操作系统将进程置于阻塞状态（需要去磁盘读数据到内存）。
当磁盘I/O发生时，另一个进程被分派去运行；
当磁盘I/O完成时，会发出一个中断，使操作系统将受影响的进程置于就绪状态。
使用交换技术，实现超过物理内存大小的进程运行；
使用非连续内存分配机制，实现只分配目前所使用到的地址空间，实现将一个程序的部分换出到磁盘。
进程空间（虚拟内存）被分成大小相等的块。页
物理内存被分成大小相等的块。帧（页框？）
不必要求连续的页必须放在连续的帧中。只要记录页和帧的对应关系就行。访问的时候去查映射关系就行了。
页和帧的大小相等，所以只要记录页和帧的对应关系就行了，内部偏移不用记录，两者是一致的。
页表：操作系统为每个进程，维护一个页和帧的对应关系。
a.0 -> 0
a.1->1
b.0->2
b.1->3
…
页表工作过程：
进程访问一个地址时，这个地址时虚拟地址，也就是页（虚拟地址的前半部分为页地址，后半部分为字节偏移量），
操作系统根据进程号和页地址，去页表查找，该进程的这个页对应的物理内存中的帧号。
在加上字节偏移，就得到实际的物理地址，
然后用这个物理地址去内存中拿数据，
然后返回给进程。
额外的开销：一次访问，需要访问两次内存。因为查页表也要访问内存。
连续分配的话，就没有查表这个开销，只要知道起始基地址就行了，后面都是连续的，直接基地址加偏移就行了。
对于页表，操作系统需要做什么？
至少要知道页表在哪里。