內存管理演算法

A. linux中使用了什麼內存管理方法,為什麼

「事實勝於雄辯」，我們用一個小例子（原形取自《User-Level Memory Management》）來展示上面所講的各種內存區的差別與位置。

進程的地址空間對應的描述結構是「內存描述符結構」,它表示進程的全部地址空間，——包含了和進程地址空間有關的全部信息，其中當然包含進程的內存區域。

進程內存的分配與回收

創建進程fork()、程序載入execve()、映射文件mmap()、動態內存分配malloc()/brk()等進程相關操作都需要分配內存給進程。不過這時進程申請和獲得的還不是實際內存，而是虛擬內存，准確的說是「內存區域」。進程對內存區域的分配最終都會歸結到do_mmap（）函數上來（brk調用被單獨以系統調用實現，不用do_mmap()），

內核使用do_mmap()函數創建一個新的線性地址區間。但是說該函數創建了一個新VMA並不非常准確，因為如果創建的地址區間和一個已經存在的地址區間相鄰，並且它們具有相同的訪問許可權的話，那麼兩個區間將合並為一個。如果不能合並，那麼就確實需要創建一個新的VMA了。但無論哪種情況，do_mmap()函數都會將一個地址區間加入到進程的地址空間中－－無論是擴展已存在的內存區域還是創建一個新的區域。

同樣，釋放一個內存區域應使用函數do_ummap()，它會銷毀對應的內存區域。

如何由虛變實！

從上面已經看到進程所能直接操作的地址都為虛擬地址。當進程需要內存時，從內核獲得的僅僅是虛擬的內存區域，而不是實際的物理地址，進程並沒有獲得物理內存（物理頁面——頁的概念請大家參考硬體基礎一章），獲得的僅僅是對一個新的線性地址區間的使用權。實際的物理內存只有當進程真的去訪問新獲取的虛擬地址時，才會由「請求頁機制」產生「缺頁」異常，從而進入分配實際頁面的常式。

該異常是虛擬內存機制賴以存在的基本保證——它會告訴內核去真正為進程分配物理頁，並建立對應的頁表，這之後虛擬地址才實實在在地映射到了系統的物理內存上。（當然，如果頁被換出到磁碟，也會產生缺頁異常，不過這時不用再建立頁表了）

這種請求頁機制把頁面的分配推遲到不能再推遲為止，並不急於把所有的事情都一次做完（這種思想有點像設計模式中的代理模式（proxy））。之所以能這么做是利用了內存訪問的「局部性原理」，請求頁帶來的好處是節約了空閑內存，提高了系統的吞吐率。要想更清楚地了解請求頁機制，可以看看《深入理解linux內核》一書。

這里我們需要說明在內存區域結構上的nopage操作。當訪問的進程虛擬內存並未真正分配頁面時，該操作便被調用來分配實際的物理頁，並為該頁建立頁表項。在最後的例子中我們會演示如何使用該方法。

系統物理內存管理

雖然應用程序操作的對象是映射到物理內存之上的虛擬內存，但是處理器直接操作的卻是物理內存。所以當應用程序訪問一個虛擬地址時，首先必須將虛擬地址轉化成物理地址，然後處理器才能解析地址訪問請求。地址的轉換工作需要通過查詢頁表才能完成，概括地講，地址轉換需要將虛擬地址分段，使每段虛地址都作為一個索引指向頁表，而頁表項則指向下一級別的頁表或者指向最終的物理頁面。

每個進程都有自己的頁表。進程描述符的pgd域指向的就是進程的頁全局目錄。下面我們借用《linux設備驅動程序》中的一幅圖大致看看進程地址空間到物理頁之間的轉換關系。

上面的過程說起來簡單，做起來難呀。因為在虛擬地址映射到頁之前必須先分配物理頁——也就是說必須先從內核中獲取空閑頁，並建立頁表。下面我們介紹一下內核管理物理內存的機制。

物理內存管理（頁管理）

Linux內核管理物理內存是通過分頁機制實現的，它將整個內存劃分成無數個4k（在i386體系結構中）大小的頁，從而分配和回收內存的基本單位便是內存頁了。利用分頁管理有助於靈活分配內存地址，因為分配時不必要求必須有大塊的連續內存[3]，系統可以東一頁、西一頁的湊出所需要的內存供進程使用。雖然如此，但是實際上系統使用內存時還是傾向於分配連續的內存塊，因為分配連續內存時，頁表不需要更改，因此能降低TLB的刷新率（頻繁刷新會在很大程度上降低訪問速度）。

鑒於上述需求，內核分配物理頁面時為了盡量減少不連續情況，採用了「夥伴」關系來管理空閑頁面。夥伴關系分配演算法大家應該不陌生——幾乎所有操作系統方面的書都會提到,我們不去詳細說它了，如果不明白可以參看有關資料。這里只需要大家明白Linux中空閑頁面的組織和管理利用了夥伴關系，因此空閑頁面分配時也需要遵循夥伴關系，最小單位只能是2的冪倍頁面大小。內核中分配空閑頁面的基本函數是get_free_page/get_free_pages，它們或是分配單頁或是分配指定的頁面（2、4、8…512頁）。

注意：get_free_page是在內核中分配內存，不同於malloc在用戶空間中分配，malloc利用堆動態分配，實際上是調用brk()系統調用，該調用的作用是擴大或縮小進程堆空間（它會修改進程的brk域）。如果現有的內存區域不夠容納堆空間，則會以頁面大小的倍數為單位，擴張或收縮對應的內存區域，但brk值並非以頁面大小為倍數修改，而是按實際請求修改。因此Malloc在用戶空間分配內存可以以位元組為單位分配,但內核在內部仍然會是以頁為單位分配的。

另外,需要提及的是，物理頁在系統中由頁結構structpage描述，系統中所有的頁面都存儲在數組mem_map[]中，可以通過該數組找到系統中的每一頁（空閑或非空閑）。而其中的空閑頁面則可由上述提到的以夥伴關系組織的空閑頁鏈表（free_area[MAX_ORDER]）來索引。

內核內存使用

Slab

所謂尺有所長，寸有所短。以頁為最小單位分配內存對於內核管理系統中的物理內存來說的確比較方便，但內核自身最常使用的內存卻往往是很小（遠遠小於一頁）的內存塊——比如存放文件描述符、進程描述符、虛擬內存區域描述符等行為所需的內存都不足一頁。這些用來存放描述符的內存相比頁面而言，就好比是麵包屑與麵包。一個整頁中可以聚集多個這些小塊內存；而且這些小塊內存塊也和麵包屑一樣頻繁地生成/銷毀。

為了滿足內核對這種小內存塊的需要，Linux系統採用了一種被稱為slab分配器的技術。Slab分配器的實現相當復雜，但原理不難，其核心思想就是「存儲池[4]」的運用。內存片段（小塊內存）被看作對象，當被使用完後，並不直接釋放而是被緩存到「存儲池」里，留做下次使用，這無疑避免了頻繁創建與銷毀對象所帶來的額外負載。

Slab技術不但避免了內存內部分片（下文將解釋）帶來的不便（引入Slab分配器的主要目的是為了減少對夥伴系統分配演算法的調用次數——頻繁分配和回收必然會導致內存碎片——難以找到大塊連續的可用內存），而且可以很好地利用硬體緩存提高訪問速度。

Slab並非是脫離夥伴關系而獨立存在的一種內存分配方式，slab仍然是建立在頁面基礎之上，換句話說，Slab將頁面（來自於夥伴關系管理的空閑頁面鏈表）撕碎成眾多小內存塊以供分配，slab中的對象分配和銷毀使用kmem_cache_alloc與kmem_cache_free。

Kmalloc

Slab分配器不僅僅只用來存放內核專用的結構體，它還被用來處理內核對小塊內存的請求。當然鑒於Slab分配器的特點，一般來說內核程序中對小於一頁的小塊內存的請求才通過Slab分配器提供的介面Kmalloc來完成（雖然它可分配32到131072位元組的內存）。從內核內存分配的角度來講，kmalloc可被看成是get_free_page（s）的一個有效補充，內存分配粒度更靈活了。

有興趣的話，可以到/proc/slabinfo中找到內核執行現場使用的各種slab信息統計，其中你會看到系統中所有slab的使用信息。從信息中可以看到系統中除了專用結構體使用的slab外，還存在大量為Kmalloc而准備的Slab（其中有些為dma准備的）。

內核非連續內存分配（Vmalloc）

夥伴關系也好、slab技術也好，從內存管理理論角度而言目的基本是一致的，它們都是為了防止「分片」，不過分片又分為外部分片和內部分片之說，所謂內部分片是說系統為了滿足一小段內存區（連續）的需要，不得不分配了一大區域連續內存給它，從而造成了空間浪費；外部分片是指系統雖有足夠的內存，但卻是分散的碎片，無法滿足對大塊「連續內存」的需求。無論何種分片都是系統有效利用內存的障礙。slab分配器使得一個頁面內包含的眾多小塊內存可獨立被分配使用，避免了內部分片，節約了空閑內存。夥伴關系把內存塊按大小分組管理，一定程度上減輕了外部分片的危害，因為頁框分配不在盲目，而是按照大小依次有序進行，不過夥伴關系只是減輕了外部分片，但並未徹底消除。你自己比劃一下多次分配頁面後，空閑內存的剩餘情況吧。

所以避免外部分片的最終思路還是落到了如何利用不連續的內存塊組合成「看起來很大的內存塊」——這里的情況很類似於用戶空間分配虛擬內存，內存邏輯上連續，其實映射到並不一定連續的物理內存上。Linux內核借用了這個技術，允許內核程序在內核地址空間中分配虛擬地址，同樣也利用頁表（內核頁表）將虛擬地址映射到分散的內存頁上。以此完美地解決了內核內存使用中的外部分片問題。內核提供vmalloc函數分配內核虛擬內存，該函數不同於kmalloc，它可以分配較Kmalloc大得多的內存空間（可遠大於128K，但必須是頁大小的倍數），但相比Kmalloc來說,Vmalloc需要對內核虛擬地址進行重映射，必須更新內核頁表，因此分配效率上要低一些（用空間換時間）

與用戶進程相似,內核也有一個名為init_mm的mm_strcut結構來描述內核地址空間，其中頁表項pdg=swapper_pg_dir包含了系統內核空間（3G-4G）的映射關系。因此vmalloc分配內核虛擬地址必須更新內核頁表，而kmalloc或get_free_page由於分配的連續內存，所以不需要更新內核頁表。

vmalloc分配的內核虛擬內存與kmalloc/get_free_page分配的內核虛擬內存位於不同的區間，不會重疊。因為內核虛擬空間被分區管理，各司其職。進程空間地址分布從0到3G(其實是到PAGE_OFFSET,在0x86中它等於0xC0000000)，從3G到vmalloc_start這段地址是物理內存映射區域（該區域中包含了內核鏡像、物理頁面表mem_map等等）比如我使用的系統內存是64M(可以用free看到)，那麼(3G——3G+64M)這片內存就應該映射到物理內存，而vmalloc_start位置應在3G+64M附近（說"附近"因為是在物理內存映射區與vmalloc_start期間還會存在一個8M大小的gap來防止躍界）,vmalloc_end的位置接近4G(說"接近"是因為最後位置系統會保留一片128k大小的區域用於專用頁面映射，還有可能會有高端內存映射區，這些都是細節，這里我們不做糾纏)。

上圖是內存分布的模糊輪廓

由get_free_page或Kmalloc函數所分配的連續內存都陷於物理映射區域，所以它們返回的內核虛擬地址和實際物理地址僅僅是相差一個偏移量（PAGE_OFFSET），你可以很方便的將其轉化為物理內存地址，同時內核也提供了virt_to_phys（）函數將內核虛擬空間中的物理映射區地址轉化為物理地址。要知道，物理內存映射區中的地址與內核頁表是有序對應的，系統中的每個物理頁面都可以找到它對應的內核虛擬地址（在物理內存映射區中的）。

而vmalloc分配的地址則限於vmalloc_start與vmalloc_end之間。每一塊vmalloc分配的內核虛擬內存都對應一個vm_struct結構體（可別和vm_area_struct搞混，那可是進程虛擬內存區域的結構），不同的內核虛擬地址被4k大小的空閑區間隔，以防止越界——見下圖）。與進程虛擬地址的特性一樣，這些虛擬地址與物理內存沒有簡單的位移關系，必須通過內核頁表才可轉換為物理地址或物理頁。它們有可能尚未被映射，在發生缺頁時才真正分配物理頁面。

這里給出一個小程序幫助大家認清上面幾種分配函數所對應的區域。

#include<linux/mole.h>

#include<linux/slab.h>

#include<linux/vmalloc.h>

unsignedchar*pagemem;

unsignedchar*kmallocmem;

unsignedchar*vmallocmem;

intinit_mole(void)

{

pagemem = get_free_page(0);

printk("<1>pagemem=%s",pagemem);

kmallocmem = kmalloc(100,0);

printk("<1>kmallocmem=%s",kmallocmem);

vmallocmem = vmalloc(1000000);

printk("<1>vmallocmem=%s",vmallocmem);

}

voidcleanup_mole(void)

{

free_page(pagemem);

kfree(kmallocmem);

vfree(vmallocmem);

}

實例

內存映射(mmap)是Linux操作系統的一個很大特色，它可以將系統內存映射到一個文件（設備）上，以便可以通過訪問文件內容來達到訪問內存的目的。這樣做的最大好處是提高了內存訪問速度，並且可以利用文件系統的介面編程（設備在Linux中作為特殊文件處理）訪問內存，降低了開發難度。許多設備驅動程序便是利用內存映射功能將用戶空間的一段地址關聯到設備內存上，無論何時，只要內存在分配的地址范圍內進行讀寫，實際上就是對設備內存的訪問。同時對設備文件的訪問也等同於對內存區域的訪問，也就是說，通過文件操作介面可以訪問內存。Linux中的X伺服器就是一個利用內存映射達到直接高速訪問視頻卡內存的例子。

熟悉文件操作的朋友一定會知道file_operations結構中有mmap方法，在用戶執行mmap系統調用時，便會調用該方法來通過文件訪問內存——不過在調用文件系統mmap方法前，內核還需要處理分配內存區域（vma_struct）、建立頁表等工作。對於具體映射細節不作介紹了，需要強調的是,建立頁表可以採用remap_page_range方法一次建立起所有映射區的頁表，或利用vma_struct的nopage方法在缺頁時現場一頁一頁的建立頁表。第一種方法相比第二種方法簡單方便、速度快，但是靈活性不高。一次調用所有頁表便定型了，不適用於那些需要現場建立頁表的場合——比如映射區需要擴展或下面我們例子中的情況。

我們這里的實例希望利用內存映射，將系統內核中的一部分虛擬內存映射到用戶空間，以供應用程序讀取——你可利用它進行內核空間到用戶空間的大規模信息傳輸。因此我們將試圖寫一個虛擬字元設備驅動程序，通過它將系統內核空間映射到用戶空間——將內核虛擬內存映射到用戶虛擬地址。從上一節已經看到Linux內核空間中包含兩種虛擬地址：一種是物理和邏輯都連續的物理內存映射虛擬地址；另一種是邏輯連續但非物理連續的vmalloc分配的內存虛擬地址。我們的例子程序將演示把vmalloc分配的內核虛擬地址映射到用戶地址空間的全過程。

程序里主要應解決兩個問題：

第一是如何將vmalloc分配的內核虛擬內存正確地轉化成物理地址？

因為內存映射先要獲得被映射的物理地址，然後才能將其映射到要求的用戶虛擬地址上。我們已經看到內核物理內存映射區域中的地址可以被內核函數virt_to_phys轉換成實際的物理內存地址，但對於vmalloc分配的內核虛擬地址無法直接轉化成物理地址，所以我們必須對這部分虛擬內存格外「照顧」——先將其轉化成內核物理內存映射區域中的地址，然後在用virt_to_phys變為物理地址。

轉化工作需要進行如下步驟：

如下圖所示：

第二是當訪問vmalloc分配區時，如果發現虛擬內存尚未被映射到物理頁，則需要處理「缺頁異常」。因此需要我們實現內存區域中的nopaga操作，以能返回被映射的物理頁面指針，在我們的實例中就是返回上面過程中的內核物理內存映射區域中的地址。由於vmalloc分配的虛擬地址與物理地址的對應關系並非分配時就可確定，必須在缺頁現場建立頁表，因此這里不能使用remap_page_range方法，只能用vma的nopage方法一頁一頁的建立。

程序組成

map_driver.c，它是以模塊形式載入的虛擬字元驅動程序。該驅動負責將一定長的內核虛擬地址(vmalloc分配的)映射到設備文件上。其中主要的函數有——vaddress_to_kaddress（）負責對vmalloc分配的地址進行頁表解析,以找到對應的內核物理映射地址（kmalloc分配的地址）；map_nopage()負責在進程訪問一個當前並不存在的VMA頁時，尋找該地址對應的物理頁，並返回該頁的指針。

test.c它利用上述驅動模塊對應的設備文件在用戶空間讀取讀取內核內存。結果可以看到內核虛擬地址的內容（ok!），被顯示在了屏幕上。

執行步驟

編譯map_driver.c為map_driver.o模塊,具體參數見Makefile

載入模塊：insmodmap_driver.o

生成對應的設備文件

1在/proc/devices下找到map_driver對應的設備命和設備號：grepmapdrv/proc/devices

2建立設備文件mknodmapfilec 254 0（在我的系統里設備號為254）

利用maptest讀取mapfile文件，將取自內核的信息列印到屏幕上。

B. 可變分區管理內存分配演算法有那些,各有什麼有缺點

連續分配： 首次適應演算法（較快，簡單，碎片多），最大適應分配演算法（以期不留下小碎片）， 最佳適應分配演算法（慢，復雜，碎片少）。 都需要碎片整理。
離散分配：分段管理（邏輯性好），分頁管理，段頁式管理（最好，當然也復雜）。

C. 一個完整單例所涉及的內存管理方法都有哪些

好像是求命中率和重新調用率啊,應該要畫圖的
題目意思是1, 2, 3, 4, 1, 2, 5, 1, 2, 3, 4, 5有這樣一個進程頁面序列的請求,裡面的數字是頁號,而內存里只能存放3頁,然後採用先來先服務的原則,畫個圖,橫坐標是那個序列,縱坐標表示那能放的3個頁,然後比如前三個是1,2,3然後就在上面畫上3個叉,表示沒有被內存命中(因為剛開始內存為空,所以都要調如內存),然後這是初始化(調滿三個頁),然後縱的畫一跟線,表示初始化完了開始正式作業,比如第4個請求是4,但內存里分別是1,2,3這三個頁,所以要重調,根據先來先走的原則,內存清掉1這個頁面來存放4這個頁面,然後在在4上面畫個叉怠骸壁忌撰渙辯惟菠隸,再處理下一個第五個請求又是1,於是就要把2換掉變成1,依次類推.....當作到第8個請求是1這個頁面時,內存里應該是1,2,5這幾個頁面,於是這時就不用再重調了,因為內存里有,這個就叫命中了,在這個1頁面上畫圈,這個樣子做完以後,就是數數了,要求替換率就是用叉的數目除以總的頁面請求數
LRU好像是最近最久未使用演算法,就是把用的多的留下,也是畫個圖,然後比較2種演算法
雖然我們上課是用的中文,沒做過這類英文題,但應該是這個意思了

D. 內存管理的頁面置換演算法有哪些

收藏推薦在多道程序的正常運行過程中,屬於不同進程的頁面被分散存放在主存頁框中,當正在運行的進程所訪問的頁面不在內存時,系統會發生缺頁中斷,在缺頁中斷服務程序中會將所缺的頁面調入內存,如內存已無空閑頁框,缺頁中斷服務程序就會調用頁面置換演算法,頁面置換演算法的目的就是選出一個被淘汰的頁面.把內存和外存統一管理的真正目的是把那些被訪問概率非常高的頁存放在內存中.因此,置換演算法應該置換那些被訪問概率最低的頁,將它們移出內存.1最佳置換演算法基本原理:淘汰以後不再需要的或最遠的將來才會用到的頁面.這是1966年Belady提出的理想演算法,但無法實現,主要用於評價其他置換演算法.例:分配給某進程的內存頁面數是3頁,頁面地址流如下:7,0,1,2,0,3,0,4,2,3,0,3,2,1,2,0,1,其內存動態分配過程如下:先進先出置換(本文共計2頁)如何獲取本文>>

E. linux內核物理內存管理有哪些常用演算法 lru slab

採用夥伴演算法分配內存時，每次至少分配一個頁面。但當請求分配的內存大小為幾十個位元組或幾百個位元組時應該如何處理？如何在一個頁面中分配小的內存區，小內存區的分配所產生的內碎片又如何解決？
Linux2.0採用的解決辦法是建立了13個空閑區鏈表，它們的大小從32位元組到132056位元組。從Linux2.2開始，MM的開發者採用了一種叫做slab的分配模式，該模式早在1994年就被開發出來，用於Sun Microsystem Solaris 2.4操作系統中。Slab的提出主要是基於以下考慮：
· 內核對內存區的分配取決於所存放數據的類型。例如，當給用戶態進程分配頁面時，內核調用get_free_page()函數，並用0填充這個頁面。 而給內核的數據結構分配頁面時，事情沒有這么簡單，例如，要對數據結構所在的內存進行初始化、在不用時要收回它們所佔用的內存。因此，Slab中引入了對象這個概念，所謂對象就是存放一組數據結構的內存區，其方法就是構造或析構函數，構造函數用於初始化數據結構所在的內存區，而析構函數收回相應的內存區。但為了便於理解，你也可以把對象直接看作內核的數據結構。為了避免重復初始化對象，Slab分配模式並不丟棄已分配的對象，而是釋放但把它們依然保留在內存中。當以後又要請求分配同一對象時，就可以從內存獲取而不用進行初始化，這是在Solaris 中引入Slab的基本思想。
實際上，Linux中對Slab分配模式有所改進，它對內存區的處理並不需要進行初始化或回收。出於效率的考慮，Linux並不調用對象的構造或析構函數，而是把指向這兩個函數的指針都置為空。Linux中引入Slab的主要目的是為了減少對夥伴演算法的調用次數。
· 實際上，內核經常反復使用某一內存區。例如，只要內核創建一個新的進程，就要為該進程相關的數據結構（task_struct、打開文件對象等）分配內存區。當進程結束時，收回這些內存區。因為進程的創建和撤銷非常頻繁，因此，Linux的早期版本把大量的時間花費在反復分配或回收這些內存區上。從Linux2.2開始，把那些頻繁使用的頁面保存在高速緩存中並重新使用。
· 可以根據對內存區的使用頻率來對它分類。對於預期頻繁使用的內存區，可以創建一組特定大小的專用緩沖區進行處理，以避免內碎片的產生。對於較少使用的內存區，可以創建一組通用緩沖區（如Linux2.0中所使用的2的冪次方）來處理，即使這種處理模式產生碎片，也對整個系統的性能影響不大。
· 硬體高速緩存的使用，又為盡量減少對夥伴演算法的調用提供了另一個理由，因為對夥伴演算法的每次調用都會「弄臟」硬體高速緩存，因此，這就增加了對內存的平均訪問次數。
Slab分配模式把對象分組放進緩沖區（盡管英文中使用了Cache這個詞，但實際上指的是內存中的區域，而不是指硬體高速緩存）。因為緩沖區的組織和管理與硬體高速緩存的命中率密切相關，因此，Slab緩沖區並非由各個對象直接構成，而是由一連串的「大塊（Slab）」構成，而每個大塊中則包含了若干個同種類型的對象，這些對象或已被分配，或空閑，如圖6.12所示。一般而言，對象分兩種，一種是大對象，一種是小對象。所謂小對象，是指在一個頁面中可以容納下好幾個對象的那種。例如，一個inode結構大約佔300多個位元組，因此，一個頁面中可以容納8個以上的inode結構，因此，inode結構就為小對象。Linux內核中把小於512位元組的對象叫做小對象。

F. 簡述內存管理中buddy演算法和slab機制的區別

1、Buddy演算法
linux對空閑內存空間管理採取buddy演算法，
Buddy演算法：
把內存中所有頁面按照2^n劃分，其中n=0~5，每個內存空間按1個頁面、2個頁面、4個頁面、8個頁面、16個頁面、32個頁面進行六次劃分。劃分後形成了大小不等的存儲塊，稱為頁面塊，簡稱頁塊，包含一個頁面的頁塊稱為1頁塊，包含2個頁面的稱為2頁塊，依次類推。
每種頁塊按前後順序兩兩結合成一對Buddy「夥伴」。系統按照Buddy關系把具有相同大小的空閑頁面塊組成頁塊組，即1頁塊組、2頁塊組……32頁塊組。 每個頁塊組用一個雙向循環鏈表進行管理，共有6個鏈表，分別為1、2、4、8、16、32頁塊鏈表。分別掛到free_area[] 數組上。
點陣圖數組
用於標記內存頁面使用情況，第0組每一位表示單個頁面使用情況，1表示使用，0表示空閑，第二組每一位表示比鄰的兩個頁面使用情況，一次類推。默認為10個數組，當一對Buddy的兩個頁面中有一個事空閑的，而另一個全部或部分被佔用時，該位置1.兩個頁面塊都是空閑，對應位置0.
內存分配和釋放過程
內存分配時，系統按照Buddy演算法，根據請求的頁面數在free_area[]對應的空閑頁塊組中搜索。 若請求頁面數不是2的整數次冪，則按照稍大於請求數的2的整數次冪的值搜索相應的頁面塊組。
當相應頁塊組中沒有可使用的空閑頁面塊時就查詢更大一些的頁塊組，在找到可用的頁塊後分配所需要的頁面。當某一空閑頁面被分配後，若仍有剩餘的空閑頁面，則根據剩餘頁面的大小把他們加入到相應頁面組中。
內存頁面釋放時，系統將其作為空閑頁面看待，檢查是否存在與這些頁面相鄰的其他空閑頁塊，若存在，則合為一個連續的空閑區按Buddy演算法重新分組。

2、Slab演算法
採用buddy演算法，解決了外碎片問題，這種方法適合大塊內存請求，不適合小內存區請求。如：幾十個或者幾百個位元組。Linux2.0採用傳統內存分區演算法，按幾何分布提供內存區大小，內存區以2的冪次方為單位。雖然減少了內碎片，但沒有顯著提高系統效率。
Linux2.4採用了slab分配器演算法，該演算法比傳統的分配器演算法有更好性能和內存利用率，最早在solaris2.4上使用。
Slab分配器思想
1）小對象的申請和釋放通過slab分配器來管理。
2）slab分配器有一組高速緩存，每個高速緩存保存同一種對象類型，如i節點緩存、PCB緩存等。
3）內核從它們各自的緩存種分配和釋放對象。
4）每種對象的緩存區由一連串slab構成，每個slab由一個或者多個連續的物理頁面組成。這些頁面種包含了已分配的緩存對象，也包含了空閑對象。

G. 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

H. 關於oracle內存結構中內存管理演算法不是lru的是哪個組件

Buffer cache的管理
Oracle對於buffer cache的管理，是通過兩個重要的鏈表實現的：寫鏈表和最近最少使用鏈表（the Least Recently Used LRU）。寫鏈表所指向的是所有臟數據塊緩存（即被進程修改過，但還沒有被回寫到數據文件中去的數據塊，此時緩沖中的數據和數據文件中的數據不一致）。而LRU鏈表指向的是所有空閑的緩存、pin住的緩存以及還沒有來的及移入寫鏈表的臟緩存。空閑緩存中沒有任何有用的數據，隨時可以使用。而pin住的緩存是當前正在被訪問的緩存。LRU鏈表的兩端就分別叫做最近使用端（the Most Recently Used MRU）和最近最少使用端（LRU）。
· Buffer cache的數據塊訪問
當一個Oracle進程訪問一個緩存是，這個進程會將這塊緩存移到LRU鏈表中的MRU。而當越來越多的緩沖塊被移到MRU端，那些已經過時的臟緩沖（即數據改動已經被寫入數據文件中，此時緩沖中的數據和數據文件中的數據已經一致）則被移到LRU鏈表中LRU端。
當一個Oracle用戶進程第一次訪問一個數據塊時，它會先查找buffer cache中是否存在這個數據塊的拷貝。如果發現這個數據塊已經存在於buffer cache（即命中cache hit），它就直接讀從內存中取該數據塊。如果在buffer cache中沒有發現該數據塊（即未命中cache miss），它就需要先從數據文件中讀取該數據塊到buffer cache中，然後才訪問該數據塊。命中次數與進程讀取次數之比就是我們一個衡量資料庫性能的重要指標：buffer hit ratio（buffer命中率），可以通過以下語句獲得自實例啟動至今的buffer命中率：

I. 在動態分區式內存管理中，傾向於優先使用低地址部分空閑區的演算法是什麼演算法

首次適應演算法。

J. 操作系統的內存管理淘汰演算法有哪些，請具體列出說明

先看看進程是什麼？進程為應用程序的運行實例，是應用程序的一次動態執行。看似高深，我們可以簡單地理解為：它是操作系統當前運行的執行程序。在系統當前運行的執行程序里包括：系統管理計算機個體和完成各種操作所必需的程序；用戶開啟、執行的額外程序，當然也包括用戶不知道，而自動運行的非法程序（它們就有可能是病毒程序）。
危害較大的可執行病毒同樣以「進程」形式出現在系統內部（一些病毒可能並不被進程列表顯示，如「宏病毒」），那麼及時查看並准確殺掉非法進程對於手工殺毒有起著關鍵性的作用。
進程管理就是管理進程能知道進程使用CPU，內存，虛擬內存，使用多少，能結束某個進程。能結束不能關閉的程序。