一、UMA/NUMA内存结构

共享存储型多处理机有两种模型：

均匀存储器存取（Uniform-Memory-Access，简称UMA）模型

非均匀存储器存取（Nonuniform-Memory-Access，简称NUMA）模型

比较典型NUMA服务器：SUN15K、IBMp690等

二、mm_struct结构体

Linux内核内存管理子系统架构如下图所示，分为用户空间、内核空间和硬件层3个层面

用户空间：malloc/free-- >ptmalloc(glibc)/jemalloc(FreeBSD)/tcmalloc(Google)

内核空间：sys_brk、sys_mmap、sys_munmap等等

1、用户空间

应用程序使用malloc()申请内存，使用free()释放内存，malloc()/free()是glibc库的内存分配器ptmalloc提供的接口，ptmalloc使用系统调用brk/mmap向内核以页为单位申请内存，然后划分成小内存块分配给用户应用程序。用户空间的内存分配器，除glibc库的ptmalloc，google的tcmalloc/FreeBSD的jemalloc。

2、内核空间

内核空间的基本功能：虚拟内存管理负责从进程的虚拟地址空间分配虚拟页， sys_brk用来扩大或收缩堆，sys_mmap用来在内存映射区域分配虚拟页， sys_munmap用来释放虚拟页。

页分配器负责分配物理页，当前使用的页分配器是伙伴分配器。内核空间提供把页划分成小内存块分配的块分配器，提供分配内存的接口kmalloc()和释放内存接口 kfree()。块分配器：SLAB/SLUB/SLOB。

内核空间的扩展功能：不连续页分配器提供了分配内存的接口vmalloc和释放内存接口vfree，在内存碎片化时，申请连续物理页的成功率很低，可申请不连续的物理页，映射到连续的虚拟页，即虚拟地址连续页物理地址不连续。

连续内存分配器（contiguous memory allocator，CMA）用来给驱动程序预留一段连续的内存，当驱动程序不用的时候，可以给进程使用；当驱动程序需要使用的时候，把进程占用的内存通过回收或迁移的方式让出来，给驱动程序使用。

3、硬件层面

处理器包含一个称为内存管理单元（Memory Management Unit，MMU）的部件，负责把虚拟地址转换成物理地址。内存管理单元包含一个称为页表缓存（Translation Lookaside Buffer，TLB）的部件，保存最近使用的页表映射，避免每次把虚拟地址转换物理地址都需要查询内存中的页表。

4、虚拟地址空间布局

a、虚拟地址空间划分

以ARM64处理器为例：虚拟地址的最大宽度是48位。内核虚拟地址在64位地址空间顶部，高16位全是1，范围是[0xFFFF 0000 0000 0000,0xFFFF FFFF FFFF FFFF] 。用户虚拟地址在64位地址空间的底部，高16位全是0，范围是[0x0000 0000 0000 0000,0x0000 FFFF FFFF FFFF]。

在编译ARM64架构的Linux内核时，可以选择虚拟地址宽度：

在ARM64架构linux内核中，内核虚拟地址用户虚拟地址宽度相同。所有进程共享内核虚拟地址空间，每个进程有独立的用户虚拟地址空间，同一个线程组的用户线程共享用户虚拟地址空间，内核线程没有用户虚拟地址空间。

b、用户虚拟地址空间布局

进程的用户虚拟地址空间的起始地址是0，长度是TASK_SIZE，由每种处理器架构定义自己的宏TASK_SIZE。ARM64架构定义宏TASK_SIZE如下所示：

Linux内核使用内存描述符mm_struct描述进程的用户虚拟地址空间，主要核心成员如下：

// 内存描述符结构体类型(今后要用的主要成员)
struct mm_struct {
	struct vm_area_struct *mmap;		/* list of VMAs 虚拟内存区链表*/
	struct rb_root mm_rb;           // 虚拟内存区域红黑树
	u32 vmacache_seqnum;                   /* per-thread vmacache */
#ifdef CONFIG_MMU
	unsigned long (*get_unmapped_area) (struct file *filp,
				unsigned long addr, unsigned long len,
				unsigned long pgoff, unsigned long flags);// 在内存映射区域找到一个没有映射的区域
#endif
	unsigned long mmap_base;		/* 内存映射区域起始地 base of mmap area */
	unsigned long mmap_legacy_base;         /* base of mmap area in bottom-up allocations */
#ifdef CONFIG_HAVE_ARCH_COMPAT_MMAP_BASES
	/* Base adresses for compatible mmap() */
	unsigned long mmap_compat_base;
	unsigned long mmap_compat_legacy_base;
#endif
	unsigned long task_size;		/* 用户虚拟地址空间的长度 size of task vm space */
	unsigned long highest_vm_end;		/* highest vma end address */
	pgd_t * pgd;  // 指向页 的全局目录，即第一级页表

	/**
	 * @mm_users: The number of users including userspace.
	 *
	 * Use mmget()/mmget_not_zero()/mmput() to modify. When this drops
	 * to 0 (i.e. when the task exits and there are no other temporary
	 * reference holders), we also release a reference on @mm_count
	 * (which may then free the &struct mm_struct if @mm_count also
	 * drops to 0).
	 */
	atomic_t mm_users; // 共享同一个用户虚拟地址空间的进程数量,也就是线程包含的进程数量

	/**
	 * @mm_count: The number of references to &struct mm_struct
	 * (@mm_users count as 1).
	 *
	 * Use mmgrab()/mmdrop() to modify. When this drops to 0, the
	 * &struct mm_struct is freed.
	 */
	atomic_t mm_count; // 内存描述符的引用计数

	atomic_long_t nr_ptes;			/* PTE page table pages */
#if CONFIG_PGTABLE_LEVELS > 2
	atomic_long_t nr_pmds;			/* PMD page table pages */
#endif
	int map_count;				/* number of VMAs */

	spinlock_t page_table_lock;		/* Protects page tables and some counters */
	struct rw_semaphore mmap_sem;

	struct list_head mmlist;		/* List of maybe swapped mm's.	These are globally strung
						 * together off init_mm.mmlist, and are protected
						 * by mmlist_lock
						 */


	unsigned long hiwater_rss;	/* High-watermark of RSS usage */
	unsigned long hiwater_vm;	/* High-water virtual memory usage */

	unsigned long total_vm;		/* Total pages mapped */
	unsigned long locked_vm;	/* Pages that have PG_mlocked set */
	unsigned long pinned_vm;	/* Refcount permanently increased */
	unsigned long data_vm;		/* VM_WRITE & ~VM_SHARED & ~VM_STACK */
	unsigned long exec_vm;		/* VM_EXEC & ~VM_WRITE & ~VM_STACK */
	unsigned long stack_vm;		/* VM_STACK */
	unsigned long def_flags;
	// 代码段/数据段起始地址和结束地址
	unsigned long start_code, end_code, start_data, end_data;
	// 堆的起始地址和结束地址 栈的起始地址
	unsigned long start_brk, brk, start_stack;
	// 参数字符串起始地址和结束地址 环境变量起始地址和结束地址
	unsigned long arg_start, arg_end, env_start, env_end;

	unsigned long saved_auxv[AT_VECTOR_SIZE]; /* for /proc/PID/auxv */

	/*
	 * Special counters, in some configurations protected by the
	 * page_table_lock, in other configurations by being atomic.
	 */
	struct mm_rss_stat rss_stat;

	struct linux_binfmt *binfmt;

	cpumask_var_t cpu_vm_mask_var;

	/* Architecture-specific MM context */
	mm_context_t context; // 处理器架构特定的内存管理上下文

	unsigned long flags; /* Must use atomic bitops to access the bits */

	struct core_state *core_state; /* coredumping support */
#ifdef CONFIG_AIO
	spinlock_t			ioctx_lock;
	struct kioctx_table __rcu	*ioctx_table;
#endif
#ifdef CONFIG_MEMCG
	/*
	 * "owner" points to a task that is regarded as the canonical
	 * user/owner of this mm. All of the following must be true in
	 * order for it to be changed:
	 *
	 * current == mm->owner
	 * current->mm != mm
	 * new_owner->mm == mm
	 * new_owner->alloc_lock is held
	 */
	struct task_struct __rcu *owner;
#endif
	struct user_namespace *user_ns;

	/* store ref to file /proc/<pid>/exe symlink points to */
	struct file __rcu *exe_file;
#ifdef CONFIG_MMU_NOTIFIER
	struct mmu_notifier_mm *mmu_notifier_mm;
#endif
#if defined(CONFIG_TRANSPARENT_HUGEPAGE) && !USE_SPLIT_PMD_PTLOCKS
	pgtable_t pmd_huge_pte; /* protected by page_table_lock */
#endif
#ifdef CONFIG_CPUMASK_OFFSTACK
	struct cpumask cpumask_allocation;
#endif
#ifdef CONFIG_NUMA_BALANCING
	/*
	 * numa_next_scan is the next time that the PTEs will be marked
	 * pte_numa. NUMA hinting faults will gather statistics and migrate
	 * pages to new nodes if necessary.
	 */
	unsigned long numa_next_scan;

	/* Restart point for scanning and setting pte_numa */
	unsigned long numa_scan_offset;

	/* numa_scan_seq prevents two threads setting pte_numa */
	int numa_scan_seq;
#endif
#if defined(CONFIG_NUMA_BALANCING) || defined(CONFIG_COMPACTION)
	/*
	 * An operation with batched TLB flushing is going on. Anything that
	 * can move process memory needs to flush the TLB when moving a
	 * PROT_NONE or PROT_NUMA mapped page.
	 */
	bool tlb_flush_pending;
#endif
	struct uprobes_state uprobes_state;
#ifdef CONFIG_HUGETLB_PAGE
	atomic_long_t hugetlb_usage;
#endif
	struct work_struct async_put_work;
};

c、进程的进程描述和内存描述符关系如下图所示：

进程描述符的成员：

struct mm_struct *mm; // 进程的mm指向一个内存描述符，内核线程没有用户虚拟地址空间，所以mm是空指针。

struct mm_struct *active_mm; // 进程的active_mm和mm总是指向一个内存描述符，内核线程的active_mm在没有运行时是空指针，在运行时指向上一个进程借用的内存描述符

c、内核地址空间布局

ARM64处理器架构的内核地址空间布局如下：

三、TLB工作原理

处理器的内存管理单元（Memory Management Unit，MMU）负责把虚拟地址转换成物理地址，为了改进虚拟地址到物理地址的转换速度，避免每次转换都需要查找内存中的页表，处理器厂商在内存管理单元里面增加一个称为TLB（Translation Lookaside Buffer，TLB）的高速缓存，TLB直接为转换后备缓冲区，意译为页表缓存。

1、TLB表项格式

不同处理器架构的TLB表项的格式不同，ARM64处理器的每条TLB表项不仅包含虚拟地址和物理地址，也包含属性：内存类型、缓存策略、访问权限、地址空间标识符（ASID）和虚拟机标识符（VMID）。

2、TLB管理

如果内核修改了可能缓存在TLB里面的页表项，那么内核必须负责使旧的TLB表项失效，内核定义每种处理器架构必须实现的函数如下：

static inline void flush_tlb_all(void) // 使所有的TLB表项失效
{
	dsb(ishst);
	__tlbi(vmalle1is);
	dsb(ish);
	isb();
}
// 使指定用户地址空间的所有TLB表项失效,参数mm是内存的进程描述符
static inline void flush_tlb_mm(struct mm_struct *mm) 
{
	unsigned long asid = ASID(mm) << 48;

	dsb(ishst);
	__tlbi(aside1is, asid);
	dsb(ish);
}
// 使指定用户地址空间的某一个范围的TLB表项失效，参数vma是虚拟内存区域，
//start起始地址，end结束地址
static inline void flush_tlb_range(struct vm_area_struct *vma,
				   unsigned long start, unsigned long end)
{
	__flush_tlb_range(vma, start, end, false);
}
// 使指定的用户地址空间里面的指定虚拟页的TLB表项失效，
// 参数vma是虚拟内存区域，uaddr是一个虚拟页中的任意虚拟地址
static inline void flush_tlb_page(struct vm_area_struct *vma,
				  unsigned long uaddr)
{
	unsigned long addr = uaddr >> 12 | (ASID(vma->vm_mm) << 48);

	dsb(ishst);
	__tlbi(vale1is, addr);
	dsb(ish);
}
// 直接使内核的某一个虚拟地址范围的TLB表项失效，参数start是起始地址,end是结束地址
static inline void flush_tlb_kernel_range(unsigned long start, unsigned long end)
{
	unsigned long addr;

	if ((end - start) > MAX_TLB_RANGE) {
		flush_tlb_all();
		return;
	}

	start >>= 12;
	end >>= 12;

	dsb(ishst);
	for (addr = start; addr < end; addr += 1 << (PAGE_SHIFT - 12))
		__tlbi(vaae1is, addr);
	dsb(ish);
	isb();
}

3、ARM64架构TLB失效指令：TLB<type><level>[IS]{,<xt>}

type:

level（指定异常级别）：

IS表示内存共享（inner Shareable），多个核共享。如果不使用字段IS，表示非共享，只被一个核使用。在SMP系统中，如果指令TLBI不携带字段IS，仅仅使当前核的TLB表项失效；如果指令TLBI携带字段IS，表示使所有核的TLB表项失效。

选项Xt是X0-X31中的任何一个寄存器。

flush_tlb_all用来使所有核的所有TLB失效，内核代码如下：

static inline void flush_tlb_all(void) // 使所有的TLB表项失效
{
	dsb(ishst);
	__tlbi(vmalle1is);
	dsb(ish);
	isb();
}

dsb(ishst) :确保屏障前面的存储指令执行完毕，dsb是数据同步屏障，ishst中ish表示共享域是内部共享，st表示存储，ishst表示数据同步屏障指令对所有核的存储指令起作用。

__tlbi(vmalle1is) :使用所有核上匹配当前VMID、阶段1和异常级别1的所有TLB表项失效。

dsb(ish) :确保当前的TLB失效指令执行完毕，ish表示数据同步屏障指令对所有核起作用。

isb(): isb是指令同步屏障，这条指令冲刷处理器流水线，重新读取屏障指令后面的所有指令。

4、地址空间标识符

为了减少在进程切换时清空页表缓存的需要，ARM64处理器的页表缓存使用非全局位区分内核和进程的页表项，使用地址空间标识符（Address Space Identifier，ASID）区分不同进程的页表项。

5、虚拟机标识符

虚拟机里面运行的客户OS的虚拟地址转换成物理地址分为两个阶段:

每个虚拟机有独立的ASID空间，页表缓存使用虚拟标识符区别不同虚拟机转换表项，可以避免每次虚拟机切换都要清空页表缓存，只需要在虚拟机标识符回绕时把处理器的页表缓存清空。

四、页表

层次化的页表用于支持对大地址空间的快速、高效的管理。页表用于建立用户进程的虚拟地址空间和系统物理内存（内存、页帧）之间的关联。页表用来把虚拟页映射到物理页，并且存放页的保护位，即访问权限。Linux内核把页表分为4级：

PGD、PUD、PMD、PT。

4.11以后版本把页表扩展到五级，在页全局目录和页上层目录之间增加了页四级目录（Page 4th Directory，P4D）

选择四级页表：页全局目录、页上层目录、页中间目录、直接页表；

选择三级页表：页全局目录、页中间目录、直接页表；

选择二级页表：页全局目录、直接页表；

处理器架构怎么选择多少级？在内核配置宏CONFIG_PGTABLE_LEVELS配置页表级数，

内核：内存原理