linux內核內存

⑴ 運行linux內核，最小需要多大內存

VMware這樣的虛擬安裝的默認都會選擇1G左右； 如果安裝字元界面最小化安裝512-1G夠了，但是現在的內存都比較普及一般的電腦都是4G以上內存，所以呢添加新的虛擬機的時候一般設置個1-2G，一般的操作測試是夠用了。

⑵ Linux進程內存如何管理

Linux系統提供了復雜的存儲管理系統，使得進程所能訪問的內存達到4GB。在Linux系統中，進程的4GB內存空間被分為兩個部分——用戶空間與內核空間。用戶空間的地址一般分布為0~3GB(即PAGE_OFFSET，在Ox86中它等於OxC0000000），這樣，剩下的3~4GB為內核空間，用戶進程通常只能訪問用戶空間的虛擬地址，不能訪問內核空間的虛擬地址。用戶進程只有通過系統調用（代表用戶進程在內核態執行）等方式才可以訪問到內核空間。每個進程的用戶空間都是完全獨立、互不相乾的，用戶進程各自有不同的頁表。而內核空間是由內核負責映射，它並不會跟著進程改變，是固定的。內核空間的虛擬地址到物理地址映射是被所有進程共享的，內核的虛擬空間獨立於其他程序。
Linux中1GB的內核地址空間又被劃分為物理內存映射區、虛擬內存分配區、高端頁面映射區、專用頁面映射區和系統保留映射區這幾個區域。對於x86系統而言，一般情況下，物理內存映射區最大長度為896MB，系統的物理內存被順序映射在內核空間的這個區域中。當系統物理內存大於896MB時，超過物理內存映射區的那部分內存稱為高端內存（而未超過物理內存映射區的內存通常被稱為常規內存），內核在存取高端內存時必須將它們映射到高端頁面映射區。Linux保留內核空間最頂部FIXADDR_TOP~4GB的區域作為保留區。當系統物理內存超過4GB時，必須使用CPU的擴展分頁(PAE）模式所提供的64位頁目錄項才能存取到4GB以上的物理內存，這需要CPU的支持。加入了PAE功能的Intel Pentium Pro及以後的CPU允許內存最大可配置到64GB，它們具備36位物理地址空間定址能力。
由此可見，對於32位的x86而言，在3~4GB之間的內核空間中，從低地址到高地址依次為:物理內存映射區→隔離帶→vmalloc虛擬內存分配器區→隔離帶→高端內存映射區→專用頁面映射區→保留區。

⑶ linux內存管理--linux內核高端內存

linux內核地址映射模型
x86
CPU採用了段頁式地址映射模型。進程代碼中的地址為邏輯地址，經過段頁式地址映射後，才真正訪問物理內存。
段頁式機制如下圖。
linux內核地址空間劃分
通常32位linux內核地址空間劃分0~3G為用戶空間，3~4G為內核空間。注意這里是32位內核地址空間劃分，64位內核地址空間劃分是不同的。
linux內核高端內存的由來
當內核模塊代碼或線程訪問內存時，代碼中的內存地址都為邏輯地址，而對應到真正的物理內存地址，需要地址一對一的映射，如邏輯地址0xc0000003對應的物理地址為0×3，0xc0000004對應的物理地址為0×4，…
…，邏輯地址與物理地址對應的關系為
物理地址
=
邏輯地址
0xC0000000
邏輯地址物理內存地址0xc00000000×00xc00000010×10xc00000020×20xc00000030×3…
…
0xe00000000×20000000……0xffffffff0×40000000
??
顯然不能將內核地址空間0xc0000000
~
0xfffffff全部用來簡單的地址映射。因此x86架構中將內核地址空間劃分三部分：ZONE_DMA、ZONE_NORMAL和ZONE_HIGHMEM。ZONE_HIGHMEM即為高端內存，這就是內存高端內存概念的由來。
在x86結構中，三種類型的區域如下：
ZONE_DMA
內存開始的16MB
ZONE_NORMAL
16MB~896MB
ZONE_HIGHMEM
896MB
~
結束
linux內核高端內存的理解
前面我們解釋了高端內存的由來。
linux將內核地址空間劃分為三部分ZONE_DMA、ZONE_NORMAL和ZONE_HIGHMEM，高端內存HIGH_MEM地址空間范圍為0xF8000000
~
0xFFFFFFFF（896MB～1024MB）。那麼如內核是如何藉助128MB高端內存地址空間是如何實現訪問可以所有物理內存？
當內核想訪問高於896MB物理地址內存時，從0xF8000000
~
0xFFFFFFFF地址空間范圍內找一段相應大小空閑的邏輯地址空間，借用一會。借用這段邏輯地址空間，建立映射到想訪問的那段物理內存（即填充內核PTE頁面表），臨時用一會，用完後歸還。這樣別人也可以借用這段地址空間訪問其他物理內存，實現了使用有限的地址空間，訪問所有所有物理內存。如下圖。
例如內核想訪問2G開始的一段大小為1MB的物理內存，即物理地址范圍為0×80000000
~
0x800FFFFF。訪問之前先找到一段1MB大小的空閑地址空間，假設找到的空閑地址空間為0xF8700000
~
0xF87FFFFF，用這1MB的邏輯地址空間映射到物理地址空間0×80000000
~
0x800FFFFF的內存。映射關系如下：
邏輯地址物理內存地址0xF87000000×800000000xF87000010×800000010xF87000020×80000002…
…0xF87FFFFF0x800FFFFF
當內核訪問完0×80000000
~
0x800FFFFF物理內存後，就將0xF8700000
~
0xF87FFFFF內核線性空間釋放。這樣其他進程或代碼也可以使用0xF8700000
~
0xF87FFFFF這段地址訪問其他物理內存。
從上面的描述，我們可以知道高端內存的最基本思想：借一段地址空間，建立臨時地址映射，用完後釋放，達到這段地址空間可以循環使用，訪問所有物理內存。
看到這里，不禁有人會問：萬一有內核進程或模塊一直佔用某段邏輯地址空間不釋放，怎麼辦？若真的出現的這種情況，則內核的高端內存地址空間越來越緊張，若都被佔用不釋放，則沒有建立映射到物理內存都無法訪問了。

⑷ linux系統為什麼給內核分配1G不是500M為什麼不是2:2分配

所有進程都必須佔用一定數量的內存，這些內存用來存放從磁碟載入的程序代碼，或存放來自用戶輸入的數據等。內存可以提前靜態分配和統一回收，也可以按需動態分配和回收。

對於普通進程對應的內存空間包含5種不同的數據區：

• 代碼段

• 數據段

• BSS段

• 堆：動態分配的內存段，大小不固定，可動態擴張(malloc等函數分配內存)，或動態縮減(free等函數釋放)；

• 棧：存放臨時創建的局部變數；



其中物理地址空間中除了896M(ZONE_DMA + ZONE_NORMAL)的區域是絕對的物理連續，其他內存都不是物理內存連續。在虛擬內核地址空間中的安全保護區域的指針都是非法的，用於保證指針非法越界類的操作，vm_struct是連續的虛擬內核空間，對應的物理頁面可以不連續，地址范圍(3G + 896M + 8M) ~ 4G；另外在虛擬用戶空間中 vm_area_struct同樣也是一塊連續的虛擬進程空間，地址空間范圍0~3G。

⑸ linux內核一般佔用多大內存

[root@scs-2 tmp]# free
total used free shared buffers cached
Mem: 3266180 3250004 16176 0 110652 2668236
-/+ buffers/cache: 471116 2795064
Swap: 2048276 80160 1968116
下面是對這些數值的解釋：
total:總計物理內存的大小。
used:已使用多大。
free:可用有多少。
Shared:多個進程共享的內存總額。
Buffers/cached:磁碟緩存的大小。
第三行(-/+ buffers/cached):
used:已使用多大。
free:可用有多少。
第四行就不多解釋了。
區別：第二行(mem)的used/free與第三行(-/+ buffers/cache) used/free的區別。 這兩個的區別在於使用的角度來看，第一行是從OS的角度來看，因為對於OS，buffers/cached 都是屬於被使用，所以他的可用內存是16176KB,已用內存是3250004KB,其中包括，內核（OS）使用+Application(X, oracle,etc)使用的+buffers+cached.
第三行所指的是從應用程序角度來看，對於應用程序來說，buffers/cached 是等於可用的，因為buffer/cached是為了提高文件讀取的性能，當應用程序需在用到內存的時候，buffer/cached會很快地被回收。
所以從應用程序的角度來說，可用內存=系統free memory+buffers+cached。
如上例：
2795064=16176+110652+2668236
接下來解釋什麼時候內存會被交換，以及按什麼方交換。 當可用內存少於額定值的時候，就會開會進行交換。
如何看額定值：
cat /proc/meminfo
[root@scs-2 tmp]# cat /proc/meminfo
MemTotal: 3266180 kB
MemFree: 17456 kB
Buffers: 111328 kB
Cached: 2664024 kB
SwapCached: 0 kB
Active: 467236 kB
Inactive: 2644928 kB
HighTotal: 0 kB
HighFree: 0 kB
LowTotal: 3266180 kB
LowFree: 17456 kB
SwapTotal: 2048276 kB
SwapFree: 1968116 kB
Dirty: 8 kB
Writeback: 0 kB
Mapped: 345360 kB
Slab: 112344 kB
Committed_AS: 535292 kB
PageTables: 2340 kB
VmallocTotal: 536870911 kB
VmallocUsed: 272696 kB
VmallocChunk: 536598175 kB
HugePages_Total: 0
HugePages_Free: 0
Hugepagesize: 2048 kB
用free -m查看的結果：
[root@scs-2 tmp]# free -m
total used free shared buffers cached
Mem: 3189 3173 16 0 107 2605
-/+ buffers/cache: 460 2729
Swap: 2000 78 1921
查看/proc/kcore文件的大小（內存鏡像）：
[root@scs-2 tmp]# ll -h /proc/kcore
-r——– 1 root root 4.1G Jun 12 12:04 /proc/kcore
備註：
佔用內存的測量
測量一個進程佔用了多少內存，linux為我們提供了一個很方便的方法，/proc目錄為我們提供了所有的信息，實際上top等工具也通過這里來獲取相應的信息。
/proc/meminfo 機器的內存使用信息
/proc/pid/maps pid為進程號，顯示當前進程所佔用的虛擬地址。
/proc/pid/statm 進程所佔用的內存
[root@localhost ~]# cat /proc/self/statm
654 57 44 0 0 334 0
輸出解釋
CPU 以及CPU0。。。的每行的每個參數意思（以第一行為例）為：
參數 解釋 /proc//status
Size (pages) 任務虛擬地址空間的大小 VmSize/4
Resident(pages) 應用程序正在使用的物理內存的大小 VmRSS/4
Shared(pages) 共享頁數 0
Trs(pages) 程序所擁有的可執行虛擬內存的大小 VmExe/4
Lrs(pages) 被映像到任務的虛擬內存空間的庫的大小 VmLib/4
Drs(pages) 程序數據段和用戶態的棧的大小 （VmData+ VmStk ）4
dt(pages) 04
查看機器可用內存
/proc/28248/>free
total used free shared buffers cached
Mem: 1023788 926400 97388 0 134668 503688
-/+ buffers/cache: 288044 735744
Swap: 1959920 89608 1870312
我們通過free命令查看機器空閑內存時，會發現free的值很小。這主要是因為，在linux中有這么一種思想，內存不用白不用，因此它盡可能的cache和buffer一些數據，以方便下次使用。但實際上這些內存也是可以立刻拿來使用的。
所以 空閑內存=free+buffers+cached=total-used

⑹ Linux內核空間內存動態申請

在Linux內核空間中申請內存涉及的函數主要包括kmalloc () 、_get_free _pages ()和vmalloc(等。kmalloc()和_get_free pages ()(及其類似函數）申請的內存位於DMA和常規區域的映射區，而且在物理上也是連續的，它們與真實的物理地址只有一個固定的偏移，因此存在較簡單的轉換關系。而vmalloc()在虛擬內存空間給出一塊連續的內存區，實質上，這片連續的虛擬內存在物理內存中並不一定連續，而vmalloc (）申請的虛擬內存和物理內存之間也沒有簡單的換算關系。
1.kmalloc ( )
給kmalloc() 的第一個參數是要分配的塊的大小;第二個參數為分配標志，用於控制kmalloc ()的行為。最常用的分配標志是GFP_KERNEL，其含義是在內核空間的進程中申請內存。kmalloc ()的底層依賴於_get_free pages ()來實現，分配標志的前綴GFP正好是這個底層函數的縮寫。使用GFP_KERNEL標志申請內存時，若暫時不能滿足，則進程會睡眠等待頁，即會引起阻塞，因此不能在中斷上下文或持有自旋鎖的時候使用GFP_KERNE申請內存。由於在中斷處理函數、tasklet和內核定時器等非進程上下文中不能阻塞，所以此時驅動應當使用GFP_ATOMIC標志來申請內存。當使用GFP_ATOMIC標志申請內存時，若不存在空閑頁，則不等待，直接返回。
其他的申請標志還包括GFP_USER(用來為用戶空間頁分配內存，可能阻塞）、GFP_HIGHUSER（類似GFP_USER，但是它從高端內存分配)、GFP_DMA（從DMA區域分配內存)、GFP_NOIO（不允許任何IO初始化)、GFP_NOFS（不允許進行任何文件系統調用）、__GFP_ HIGHMEM（指示分配的內存可以位於高端內存)、__(GFP COLD（請求一個較長時間不訪問的頁)、_GFP_NOWARN(當一個分配無法滿足時，阻止內核發出警告)、_GFP_HIGH(高優先順序請求，允許獲得被內核保留給緊急狀況使用的最後的內存頁）、GFP_REPEAT（分配失敗，則盡力重復嘗試)、_GFP_NOFAIL(標志只許申請成功，不推薦）和__GFPNORETRY（若申請不到，則立即放棄)等。
使用kmalloc()申請的內存應使用kfree()釋放，這個函數的用法和用戶空間的free()類似。
2._get_free_pages ()
_get_free pages ()系列函數/宏本質上是Linux內核最底層用於獲取空閑內存的方法，因為底層的buddy演算法以2n頁為單位管理空閑內存，所以最底層的內存申請總是以2n頁為單位的。
get_free _pages (）系列函數/宏包括get_zeroed _page () 、_get_free_page ()和get_free pages () 。
__get_free_pages(unsigned int flags, unsigned int order) 該函數可分配多個頁並返回分配內存的首地址，分配的頁數為2order，分配的頁也不清零。order允許的最大值是10（即1024頁）或者11（即2048頁），這取決於具體的硬體平台。

⑺ linux內核中有哪些內存分配方式

Linux內核中采 用了一種同時適用於32位和64位系統的內 存分頁模型，對於32位系統來說，兩級頁表足夠用了，而在x86_64系 統中，用到了四級頁表：
* 頁全局目錄(Page Global Directory)
* 頁上級目錄(Page Upper Directory)
* 頁中間目錄(Page Middle Directory)
* 頁表(Page Table)
頁全局目錄包含若干頁上級目錄的地址，頁上級目錄又依次包含若干頁中間目錄的地址，而頁中間目錄又包含若干頁表的地址，每一個頁表項指 向一個頁框Linux中採用4KB大小的 頁框作為標準的內存分配單元。

⑻ linux內核主要由哪幾個部分組成

一個完整的Linux內核一般由5部分組成，它們分別是內存管理、進程管理、進程間通信、虛擬文件系統和網路介面。

1、內存管理
內存管理主要完成的是如何合理有效地管理整個系統的物理內存，同時快速響應內核各個子系統對內存分配的請求。

Linux內存管理支持虛擬內存，而多餘出的這部分內存就是通過磁碟申請得到的，平時系統只把當前運行的程序塊保留在內存中，其他程序塊則保留在磁碟中。在內存緊缺時，內存管理負責在磁碟和內存間交換程序塊。

2、進程管理
進程管理主要控制系統進程對CPU的訪問。當需要某個進程運行時，由進程調度器根據基於優先順序的調度演算法啟動新的進程。：Linux支持多任務運行，那麼如何在一個單CPU上支持多任務呢？這個工作就是由進程調度管理來實現的。

在系統運行時，每個進程都會分得一定的時間片，然後進程調度器根據時間片的不同，選擇每個進程依次運行，例如當某個進程的時間片用完後，調度器會選擇一個新的進程繼續運行。

由於切換的時間和頻率都非常的快，由此用戶感覺是多個程序在同時運行，而實際上，CPU在同一時間內只有一個進程在運行，這一切都是進程調度管理的結果。

3、進程間通信
進程間通信主要用於控制不同進程之間在用戶空間的同步、數據共享和交換。由於不用的用戶進程擁有不同的進程空間，因此進程間的通信要藉助於內核的中轉來實現。

一般情況下，當一個進程等待硬體操作完成時，會被掛起。當硬體操作完成，進程被恢復執行，而協調這個過程的就是進程間的通信機制。

4、虛擬文件系統
Linux內核中的虛擬文件系統用一個通用的文件模型表示了各種不同的文件系統，這個文件模型屏蔽了很多具體文件系統的差異，使Linux內核支持很多不同的文件系統。

這個文件系統可以分為邏輯文件系統和設備驅動程序：邏輯文件系統指Linux所支持的文件系統，例如ext2、ext3和fat等；設備驅動程序指為每一種硬體控制器所編寫的設備驅動程序模塊。

5、網路介面
網路介面提供了對各種網路標準的實現和各種網路硬體的支持。網路介面一般分為網路協議和網路驅動程序。網路協議部分負責實現每一種可能的網路傳輸協議。

網路設備驅動程序則主要負責與硬體設備進行通信，每一種可能的網路硬體設備都有相應的設備驅動程序。

(8)linux內核內存擴展閱讀：

Linux 操作系統的誕生、發展和成長過程始終依賴著五個重要支柱：UNIX操作系統、MINIX操作系統、GNU計劃、POSIX標准和Internet 網路。

1981 年IBM公司推出微型計算機IBM PC。

1991年，GNU計劃已經開發出了許多工具軟體，最受期盼的GNU C編譯器已經出現，GNU的操作系統核心HURD一直處於實驗階段，沒有任何可用性，實質上也沒能開發出完整的GNU操作系統，但是GNU奠定了Linux用戶基礎和開發環境。

1991年初，林納斯·托瓦茲開始在一台386sx兼容微機上學習minix操作系統。1991年4月，林納斯·托瓦茲開始醞釀並著手編制自己的操作系統。

1991 年4 月13 日在comp.os.minix 上發布說自己已經成功地將bash 移植到了minix 上，而且已經愛不釋手、不能離開這個shell軟體了。

1993年，大約有100餘名程序員參與了Linux內核代碼編寫/修改工作，其中核心組由5人組成，此時Linux 0.99的代碼大約有十萬行，用戶大約有10萬左右。

1994年3月，Linux1.0發布，代碼量17萬行，當時是按照完全自由免費的協議發布，隨後正式採用GPL協議。

1995年1月，Bob Young創辦了RedHat（小紅帽），以GNU/Linux為核心，集成了400多個源代碼開放的程序模塊，搞出了一種冠以品牌的Linux，即RedHat Linux,稱為Linux"發行版"，在市場上出售。這在經營模式上是一種創舉。

2001年1月，Linux 2.4發布，它進一步地提升了SMP系統的擴展性，同時它也集成了很多用於支持桌面系統的特性：USB，PC卡（PCMCIA）的支持，內置的即插即用，等等功能。

2003年12月，Linux 2.6版內核發布，相對於2.4版內核2.6在對系統的支持都有很大的變化。

2004年的第1月，SuSE嫁到了Novell，SCO繼續頂著罵名四處強行「化緣」， Asianux， MandrakeSoft也在五年中首次宣布季度贏利。3月，SGI宣布成功實現了Linux操作系統支持256個Itanium 2處理器。

⑼ linux內核物理內存管理有哪些常用演算法

Linux內核主要由五個子系統組成：進程調度，內存管理，虛擬文件系統，網路介面，進程間通信。
1.進程調度（SCHED）:控制進程對CPU
的訪問。當需要選擇下一個進程運行時，由調度程序選擇最值得運行的進程。可運行進程實際上是僅等待CPU資源的進程，如果某個進程在等待其它資源，則該進
程是不可運行進程。Linux使用了比較簡單的基於優先順序的進程調度演算法選擇新的進程。
2.內存管理（MM）允許多個進程安全的
共享主內存區域。Linux
的內存管理支持虛擬內存，即在計算機中運行的程序，其代碼，數據，堆棧的總量可以超過實際內存的大小，操作系統只是把當前使用的程序塊保留在內存中，其餘
的程序塊則保留在磁碟中。必要時，操作系統負責在磁碟和內存間交換程序塊。內存管理從邏輯上分為硬體無關部分和硬體有關部分。硬體無關部分提供了進程的映
射和邏輯內存的對換；硬體相關的部分為內存管理硬體提供了虛擬介面。
3.虛擬文件系統
（Virtual File
System,VFS）隱藏了各種硬體的具體細節，為所有的設備提供了統一的介面，VFS提供了多達數十種不同的文件系統。虛擬文件系統可以分為邏輯文件
系統和設備驅動程序。邏輯文件系統指Linux所支持的文件系統，如ext2,fat等，設備驅動程序指為每一種硬體控制器所編寫的設備驅動程序模塊。
4.網路介面（NET）提供了對各種網路標準的存取和各種網路硬體的支持。網路介面可分為網路協議和網路驅動程序。網路協議部分負責實現每一種可能的網路傳輸協議。網路設備驅動程序負責與硬體設備通訊，每一種可能的硬體設備都有相應的設備驅動程序。
5.進程間通訊(IPC) 支持進程間各種通信機制。

⑽ linux 內核物理內存管理有哪些常用演算法

/proc/meminfo 能反映每進程內存使用
些東西/proc/xxxx/statm maps memmap 體現
需要查看些虛擬文件linux內核實現即

例cat /proc/1/statm ,7組數據第二組進程1物理內存使用量單位前內核PAGE_SIZE
具體說明詳見 Documentation/filesystems/proc.txt

具體實現fs/proc/array.c

C/C++ code?123456789101112131415int proc_pid_statm(struct seq_file *m, struct pid_namespace *ns, struct pid *pid, struct task_struct *task){ unsigned long size = 0, resident = 0, shared = 0, text = 0, data = 0; struct mm_struct *mm = get_task_mm(task); if (mm) { size = task_statm(mm, &shared, &text, &data, &resident); mmput(mm); } seq_printf(m, "%lu %lu %lu %lu 0 %lu 0\n", size, resident, shared, text, data); return 0;}
函數改需要結難點根據pid應 task_struct
知道沒現api遍歷查找全局 task_struct鏈表應該難解決