linux内核是怎么管理物理内存的呢？
1， 介绍
我们可以把物理内存简单地看成一个大的数组，其中每个字节都可以通过物理地址进行访问。
前面的文章《一文搞懂ddr sdram工作原理》介绍过物理内存的物理结构，及怎么通过控制器、phy读、写sdram芯片获取、写入数据，让我们明白物理内存在硬件原理方面的实现是什么样的。
在《一文搞懂cpu的工作原理》介绍过cpu访问物理内存的全过程，总结下来就是：
cpu写物理内存的过程：cpu先给出要写入数据的物理地址对应的虚拟地址，通过mmu转化为物理地址，若cache中没有命中，则将要写入数据的物理地址放到系统总线上。ddr的控制器感受到总线上的地址信号以及写控制信号，将物理地址从总线上读出来，并等待数据的到达。cpu将数据发送到系统总线上，ddr控制器感受到总线上的数据信号，将数据从总线上读取出来。ddr控制器通过物理地址找到相应的存储模块，然后将数据写入到物理地址对应的存储模块。
cpu读物理内存的过程：cpu给出要读数据的物理地址对应的虚拟地址，通过mmu转化为物理地址，若cache中没有命中，则将物理地址放到系统总线上。ddr控制器感受到总线上的地址型号及读控制信号，将物理地址从总线上读取出来，ddr控制器根据物理地址找到存储模块中数据的位置，并从sdram芯片中取出物理地址对应的数据，ddr控制器将数据放到总线上，cpu从总线上获取数据，并存放到寄存器上。
之前已经讲述过cpu读、写物理内存的过程，本文主要讲述linux内核是怎么管理物理内存，包括物理内存涉及的数据结构、内存模型、内存架构、物理内存的管理流程。
2， 数据结构
与物理内存相关的数据结构有内存节点（pglist_data）、内存管理区（zone）、物理页面（page）、mem_map数组、页表项（pte）、页帧号（pfn）、物理地址（paddress）。
linux内核通过struct page来管理物理内存中的一个页。内核为每个物理页定义了一个索引编号pfn（page frame number，页帧号），这个pfn与struct page是一一对应的。通过page_to_pfn/pfn_to_page两个宏实现物理页和struct page之间的相互转换。
3， 框架
3.1 内存架构
在当前的计算机、嵌入式系统中，以内存为研究对象可以分成两种架构。一种是uma（uniform memory access，统一内存访问）架构，另外一种是numa（non-uniform memory access，非统一内存访问）架构。
1） uma内存架构
内存可以被其他模块统一寻址，有统一的结构。目前，大部分嵌入式系统及计算机系统都采用uma架构。如上图所示，是一个uma架构的系统，有两个cpu位于同一个cluster中，cpu分别有自己的l1d、l1i cache及l2 cache。两个cpu共享l3 cache，通过系统总线可以访问物理内存ddr，sram、ssd等模块，并且两个cpu对物理内存的访问消耗是一样的。这种访问模式的处理器被成为smp（aymmetric multiprocessing，对称多处理器）
2） numa内存架构
系统中有多个内存节点和多个cpu cluster，cpu访问本地内存节点的时间开销最小，访问远端的内存节点的时间开销要大。如上图所示，是一个numa架构的系统，其中cpu0、cpu1在cluster0中，与相应的l1i/l1d cache、l2 cache、l3 cache及ddr组成node0节点。同样的，cpu2、cpu3在cluster1中，与相应的l1i/l1d cache、l2 cache、l3 cache及ddr组成node1节点。两个node节点，通过upi（ultra path interconnect，超路径互联）总线连接。cpu0可以通过这个upi访问远端node1上的物理内存，但是要比本地node0的内存访问慢得多。
3.2 内存模型
内核是以页为单位使用struct page数据结构来管理物理内存的。内核通过物理内存模型来实现组织管理这些物理内存页，不同的物理内存模型，应对的场景及页帧号与物理页之间的计算方式也不一样。
1） 平坦内存模型：flatmem
linux早期使用的物理内存比较小，比如几十mb，并且这些物理内存是一片连续的存储空间，这样物理地址也是连续的，按固定页大小划分出来的物理页也是连续的。linux内核会用一个mem_map全局数组来组织管理所有的物理页，其中物理页是通过struct page来管理，这样每个数组的下标便是pfn。这种连续的物理内存便是平坦内存模型。
2） 非连续内存模型：discontigmem
对于platmem适合管理一整块连续的物理内存，但是对于多块非连续的物理内存，若使用flatmem来管理，这时mem_map全局数组中会有不连续内存地址区的内存空洞，这会造成内存空间的浪费。为了管理这种不连续的物理内存，内核引入了discontigmem非连续内存模型来管理，以便消除不连续的内存地址空洞对mem_map全局数组造成的空间浪费。
discontigmem非连续内存模型的思路是：将物理内存从宏观上划分成一个个节点node，但是微观上还是以物理页为单位，每个node节点管理一块连续的物理内存，这样这些非连续的内存，会以连续的内存方式划分到node节点中管理起来，这样便可以避免内存空洞造成的空间浪费。
3） 稀疏内存模型：sparsemem
由于物理内存在使用的时候，会有很多空洞，这样物理内存存在多处不连续。如果利用上面讲的discontigmem内存模型，会造成node众多，这样开销就大了。为了能够更灵活、更高效的、更小的管理连续物理内存。sparsemem系数内存模型就是为了对粒度更小的连续内存块进行精细的管理，用于管理连续内存块的单元被称为section。在内存中用struct mem_section结构体表示sparsemem模型中的section。
由于section被用作管理小粒度的连续内存块，这些小的连续物理内存在section中也是通过数组的方式被组织管理，其中mem_section结构体中的section_mem_map指针用于指向section中管理连续内存的page数组。sparsemem内存模型中的mem_section会存在放在一个全局的数组中，并且每个mem_section都可以在系统运行的时候进行内存的offline/online，这样便可以支持内存的热拔插。
4， 物理内存初始化
4.1 内存大小初始化
物理内存的大小会在dts（device tree source，设备树）中描述，如下dts的描述：
memory { device_type = memory; reg = ; };
起始地址为0x80000000，大小为0x40000000
内存在启动的过程中，会解析上面的dts，相应的调用过程如下：
4.2 memblock内存分配器
在伙伴系统没有初始化前，在内核中需要一套机制管理内存的申请与释放。在启动的过程中，会解析设备树中的memory节点，把所有物理内存添加到memblock中。后面会通过一篇文章讲解memblock分配器。这里先把结构体及函数接口列出来。
4.3 zone初始化
在对页表初始化后，内核就会对内存进行管理。内核会将这些物理内存分配成不同的内存管理区（zone），分别针对这些内存管理区进行管理。
常见的内存管理区如下：
zone_dma：用于inter x86 isa设备的dma操作，范围是0~16mb，arm没有这个内存管理区。
zone_dma32：用于最低4gb的内存访问的设备，如只支持32位的dma设备。
zone_normal：4gb 以后的物理内存，用于线性映射物理内存。若系统内存小于4gb，则没有这个内存管理区。
zone_highmem：用于管理高端内存，这些高端内存是不能线性映射到内核地址空间的。64位linux是没有这个内存管理区的。
其中zone是利用struct zone数据结构进行管理的，zone数据结构经常会被访问，因此为了提升性能，这个数据结构要求以l1高速缓存对齐。数据结构zone中关键的成员如下：
watermark：每个zone在系统启动时会计算出3个水位，分别是wmark_min（最低警戒水位）、wmark_low（低水位）、wmark_high（高水位），这些在页面分配器和kswapd页面回收中会用到。
lowemem_reserve：防止页面分配器过渡使用低端zone的内存。
zone_pgdat：指向内存节点。
pageset：用于维护每个cpu上的一些列页面，以减少自旋锁的使用
zone_start_pfn：zone的起始页帧号。
managed_pages：zone中被伙伴系统管理的页面数量。
spanned_pages：zone中包含的页面数量。
present_pages：zone里实际管理的页面数量。对于一些架构来说，它和spanned_pages数量一致。
free_area：伙伴系统核心的数据结构，管理空闲也快链表的数组。
lock：并行访问时用于保护zone的自旋锁。
lruvec：lru链表集合。
4.4 伙伴系统
内核启动完成后，物理内存的页面就要添加到伙伴系统中来管理了。伙伴系统（buddy system）是操作系统中常用的动态内存管理方法。用户提出申请时，分配一个大小合适的物理内存，当用户释放后，回收相应的物理内存。后面会专门写一篇介绍伙伴系统的文章，这里只做简单的介绍。
在伙伴系统中，内存块的大小是2的order次幂个页帧。linux中order的最大值是11。伙伴系统大致的思想是，将所有空闲的物理内存页面分组成11个内存块的链表，每个内存块的链表分别包含1、2、4、8、16、32、…、1024个连续的物理页面。1024个物理页面对应着4mb大小的连续物理内存。
由上一节我们了解到，物理内存在linux中分出了几个zone来管理空闲物理页块。zone可以根据内核的配置来划分。每个zone又是利用伙伴系统来管理。zone的数据结构有一个free_area数据结构，数据结构的大小是max_order（11）。free_area数据结构中包含了migrate_types个链表。可以理解成zone根据order的大小由0~（max_order-1）个free_area，每个free_area根据migrate_types类型，由几个相应的链表组成。
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cpu写物理内存的过程：cpu先给出要写入数据的物理地址对应的虚拟地址，通过mmu转化为物理地址，若cache中没有命中，则将要写入数据的物理地址放到系统总线上。ddr的控制器感受到总线上的地址信号以及写控制信号，将物理地址从总线上读出来，并等待数据的到达。cpu将数据发送到系统总线上，ddr控制器感受到总线上的数据信号，将数据从总线上读取出来。ddr控制器通过物理地址找到相应的存储模块，然后将数据写入到物理地址对应的存储模块。
cpu读物理内存的过程：cpu给出要读数据的物理地址对应的虚拟地址，通过mmu转化为物理地址，若cache中没有命中，则将物理地址放到系统总线上。ddr控制器感受到总线上的地址型号及读控制信号，将物理地址从总线上读取出来，ddr控制器根据物理地址找到存储模块中数据的位置，并从sdram芯片中取出物理地址对应的数据，ddr控制器将数据放到总线上，cpu从总线上获取数据，并存放到寄存器上。
之前已经讲述过cpu读、写物理内存的过程，本文主要讲述linux内核是怎么管理物理内存，包括物理内存涉及的数据结构、内存模型、内存架构、物理内存的管理流程。
2， 数据结构
与物理内存相关的数据结构有内存节点（pglist_data）、内存管理区（zone）、物理页面（page）、mem_map数组、页表项（pte）、页帧号（pfn）、物理地址（paddress）。
linux内核通过struct page来管理物理内存中的一个页。内核为每个物理页定义了一个索引编号pfn（page frame number，页帧号），这个pfn与struct page是一一对应的。通过page_to_pfn/pfn_to_page两个宏实现物理页和struct page之间的相互转换。
3， 框架
3.1 内存架构
在当前的计算机、嵌入式系统中，以内存为研究对象可以分成两种架构。一种是uma（uniform memory access，统一内存访问）架构，另外一种是numa（non-uniform memory access，非统一内存访问）架构。
1） uma内存架构
内存可以被其他模块统一寻址，有统一的结构。目前，大部分嵌入式系统及计算机系统都采用uma架构。如上图所示，是一个uma架构的系统，有两个cpu位于同一个cluster中，cpu分别有自己的l1d、l1i cache及l2 cache。两个cpu共享l3 cache，通过系统总线可以访问物理内存ddr，sram、ssd等模块，并且两个cpu对物理内存的访问消耗是一样的。这种访问模式的处理器被成为smp（aymmetric multiprocessing，对称多处理器）
2） numa内存架构
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内核是以页为单位使用struct page数据结构来管理物理内存的。内核通过物理内存模型来实现组织管理这些物理内存页，不同的物理内存模型，应对的场景及页帧号与物理页之间的计算方式也不一样。
1） 平坦内存模型：flatmem
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2） 非连续内存模型：discontigmem
对于platmem适合管理一整块连续的物理内存，但是对于多块非连续的物理内存，若使用flatmem来管理，这时mem_map全局数组中会有不连续内存地址区的内存空洞，这会造成内存空间的浪费。为了管理这种不连续的物理内存，内核引入了discontigmem非连续内存模型来管理，以便消除不连续的内存地址空洞对mem_map全局数组造成的空间浪费。
discontigmem非连续内存模型的思路是：将物理内存从宏观上划分成一个个节点node，但是微观上还是以物理页为单位，每个node节点管理一块连续的物理内存，这样这些非连续的内存，会以连续的内存方式划分到node节点中管理起来，这样便可以避免内存空洞造成的空间浪费。
3） 稀疏内存模型：sparsemem
由于物理内存在使用的时候，会有很多空洞，这样物理内存存在多处不连续。如果利用上面讲的discontigmem内存模型，会造成node众多，这样开销就大了。为了能够更灵活、更高效的、更小的管理连续物理内存。sparsemem系数内存模型就是为了对粒度更小的连续内存块进行精细的管理，用于管理连续内存块的单元被称为section。在内存中用struct mem_section结构体表示sparsemem模型中的section。
由于section被用作管理小粒度的连续内存块，这些小的连续物理内存在section中也是通过数组的方式被组织管理，其中mem_section结构体中的section_mem_map指针用于指向section中管理连续内存的page数组。sparsemem内存模型中的mem_section会存在放在一个全局的数组中，并且每个mem_section都可以在系统运行的时候进行内存的offline/online，这样便可以支持内存的热拔插。
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4.1 内存大小初始化
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memory { device_type = memory; reg = ; };
起始地址为0x80000000，大小为0x40000000
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4.3 zone初始化
在对页表初始化后，内核就会对内存进行管理。内核会将这些物理内存分配成不同的内存管理区（zone），分别针对这些内存管理区进行管理。
常见的内存管理区如下：
zone_dma：用于inter x86 isa设备的dma操作，范围是0~16mb，arm没有这个内存管理区。
zone_dma32：用于最低4gb的内存访问的设备，如只支持32位的dma设备。
zone_normal：4gb 以后的物理内存，用于线性映射物理内存。若系统内存小于4gb，则没有这个内存管理区。
zone_highmem：用于管理高端内存，这些高端内存是不能线性映射到内核地址空间的。64位linux是没有这个内存管理区的。
其中zone是利用struct zone数据结构进行管理的，zone数据结构经常会被访问，因此为了提升性能，这个数据结构要求以l1高速缓存对齐。数据结构zone中关键的成员如下：
watermark：每个zone在系统启动时会计算出3个水位，分别是wmark_min（最低警戒水位）、wmark_low（低水位）、wmark_high（高水位），这些在页面分配器和kswapd页面回收中会用到。
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pageset：用于维护每个cpu上的一些列页面，以减少自旋锁的使用
zone_start_pfn：zone的起始页帧号。
managed_pages：zone中被伙伴系统管理的页面数量。
spanned_pages：zone中包含的页面数量。
present_pages：zone里实际管理的页面数量。对于一些架构来说，它和spanned_pages数量一致。
free_area：伙伴系统核心的数据结构，管理空闲也快链表的数组。
lock：并行访问时用于保护zone的自旋锁。
lruvec：lru链表集合。
4.4 伙伴系统
内核启动完成后，物理内存的页面就要添加到伙伴系统中来管理了。伙伴系统（buddy system）是操作系统中常用的动态内存管理方法。用户提出申请时，分配一个大小合适的物理内存，当用户释放后，回收相应的物理内存。后面会专门写一篇介绍伙伴系统的文章，这里只做简单的介绍。
在伙伴系统中，内存块的大小是2的order次幂个页帧。linux中order的最大值是11。伙伴系统大致的思想是，将所有空闲的物理内存页面分组成11个内存块的链表，每个内存块的链表分别包含1、2、4、8、16、32、…、1024个连续的物理页面。1024个物理页面对应着4mb大小的连续物理内存。
由上一节我们了解到，物理内存在linux中分出了几个zone来管理空闲物理页块。zone可以根据内核的配置来划分。每个zone又是利用伙伴系统来管理。zone的数据结构有一个free_area数据结构，数据结构的大小是max_order（11）。free_area数据结构中包含了migrate_types个链表。可以理解成zone根据order的大小由0~（max_order-1）个free_area，每个free_area根据migrate_types类型，由几个相应的链表组成。
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你是否感觉固态硬盘越用越慢？这是咋回事呢？
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