linux内核内存

⑴ 运行linux内核，最小需要多大内存

VMware这样的虚拟安装的默认都会选择1G左右； 如果安装字符界面最小化安装512-1G够了，但是现在的内存都比较普及一般的电脑都是4G以上内存，所以呢添加新的虚拟机的时候一般设置个1-2G，一般的操作测试是够用了。

⑵ Linux进程内存如何管理

Linux系统提供了复杂的存储管理系统，使得进程所能访问的内存达到4GB。在Linux系统中，进程的4GB内存空间被分为两个部分——用户空间与内核空间。用户空间的地址一般分布为0~3GB(即PAGE_OFFSET，在Ox86中它等于OxC0000000），这样，剩下的3~4GB为内核空间，用户进程通常只能访问用户空间的虚拟地址，不能访问内核空间的虚拟地址。用户进程只有通过系统调用（代表用户进程在内核态执行）等方式才可以访问到内核空间。每个进程的用户空间都是完全独立、互不相干的，用户进程各自有不同的页表。而内核空间是由内核负责映射，它并不会跟着进程改变，是固定的。内核空间的虚拟地址到物理地址映射是被所有进程共享的，内核的虚拟空间独立于其他程序。
Linux中1GB的内核地址空间又被划分为物理内存映射区、虚拟内存分配区、高端页面映射区、专用页面映射区和系统保留映射区这几个区域。对于x86系统而言，一般情况下，物理内存映射区最大长度为896MB，系统的物理内存被顺序映射在内核空间的这个区域中。当系统物理内存大于896MB时，超过物理内存映射区的那部分内存称为高端内存（而未超过物理内存映射区的内存通常被称为常规内存），内核在存取高端内存时必须将它们映射到高端页面映射区。Linux保留内核空间最顶部FIXADDR_TOP~4GB的区域作为保留区。当系统物理内存超过4GB时，必须使用CPU的扩展分页(PAE）模式所提供的64位页目录项才能存取到4GB以上的物理内存，这需要CPU的支持。加入了PAE功能的Intel Pentium Pro及以后的CPU允许内存最大可配置到64GB，它们具备36位物理地址空间寻址能力。
由此可见，对于32位的x86而言，在3~4GB之间的内核空间中，从低地址到高地址依次为:物理内存映射区→隔离带→vmalloc虚拟内存分配器区→隔离带→高端内存映射区→专用页面映射区→保留区。

⑶ linux内存管理--linux内核高端内存

linux内核地址映射模型
x86
CPU采用了段页式地址映射模型。进程代码中的地址为逻辑地址，经过段页式地址映射后，才真正访问物理内存。
段页式机制如下图。
linux内核地址空间划分
通常32位linux内核地址空间划分0~3G为用户空间，3~4G为内核空间。注意这里是32位内核地址空间划分，64位内核地址空间划分是不同的。
linux内核高端内存的由来
当内核模块代码或线程访问内存时，代码中的内存地址都为逻辑地址，而对应到真正的物理内存地址，需要地址一对一的映射，如逻辑地址0xc0000003对应的物理地址为0×3，0xc0000004对应的物理地址为0×4，…
…，逻辑地址与物理地址对应的关系为
物理地址
=
逻辑地址
0xC0000000
逻辑地址物理内存地址0xc00000000×00xc00000010×10xc00000020×20xc00000030×3…
…
0xe00000000×20000000……0xffffffff0×40000000
??
显然不能将内核地址空间0xc0000000
~
0xfffffff全部用来简单的地址映射。因此x86架构中将内核地址空间划分三部分：ZONE_DMA、ZONE_NORMAL和ZONE_HIGHMEM。ZONE_HIGHMEM即为高端内存，这就是内存高端内存概念的由来。
在x86结构中，三种类型的区域如下：
ZONE_DMA
内存开始的16MB
ZONE_NORMAL
16MB~896MB
ZONE_HIGHMEM
896MB
~
结束
linux内核高端内存的理解
前面我们解释了高端内存的由来。
linux将内核地址空间划分为三部分ZONE_DMA、ZONE_NORMAL和ZONE_HIGHMEM，高端内存HIGH_MEM地址空间范围为0xF8000000
~
0xFFFFFFFF（896MB～1024MB）。那么如内核是如何借助128MB高端内存地址空间是如何实现访问可以所有物理内存？
当内核想访问高于896MB物理地址内存时，从0xF8000000
~
0xFFFFFFFF地址空间范围内找一段相应大小空闲的逻辑地址空间，借用一会。借用这段逻辑地址空间，建立映射到想访问的那段物理内存（即填充内核PTE页面表），临时用一会，用完后归还。这样别人也可以借用这段地址空间访问其他物理内存，实现了使用有限的地址空间，访问所有所有物理内存。如下图。
例如内核想访问2G开始的一段大小为1MB的物理内存，即物理地址范围为0×80000000
~
0x800FFFFF。访问之前先找到一段1MB大小的空闲地址空间，假设找到的空闲地址空间为0xF8700000
~
0xF87FFFFF，用这1MB的逻辑地址空间映射到物理地址空间0×80000000
~
0x800FFFFF的内存。映射关系如下：
逻辑地址物理内存地址0xF87000000×800000000xF87000010×800000010xF87000020×80000002…
…0xF87FFFFF0x800FFFFF
当内核访问完0×80000000
~
0x800FFFFF物理内存后，就将0xF8700000
~
0xF87FFFFF内核线性空间释放。这样其他进程或代码也可以使用0xF8700000
~
0xF87FFFFF这段地址访问其他物理内存。
从上面的描述，我们可以知道高端内存的最基本思想：借一段地址空间，建立临时地址映射，用完后释放，达到这段地址空间可以循环使用，访问所有物理内存。
看到这里，不禁有人会问：万一有内核进程或模块一直占用某段逻辑地址空间不释放，怎么办？若真的出现的这种情况，则内核的高端内存地址空间越来越紧张，若都被占用不释放，则没有建立映射到物理内存都无法访问了。

⑷ linux系统为什么给内核分配1G不是500M为什么不是2:2分配

所有进程都必须占用一定数量的内存，这些内存用来存放从磁盘载入的程序代码，或存放来自用户输入的数据等。内存可以提前静态分配和统一回收，也可以按需动态分配和回收。

对于普通进程对应的内存空间包含5种不同的数据区：

• 代码段

• 数据段

• BSS段

• 堆：动态分配的内存段，大小不固定，可动态扩张(malloc等函数分配内存)，或动态缩减(free等函数释放)；

• 栈：存放临时创建的局部变量；



其中物理地址空间中除了896M(ZONE_DMA + ZONE_NORMAL)的区域是绝对的物理连续，其他内存都不是物理内存连续。在虚拟内核地址空间中的安全保护区域的指针都是非法的，用于保证指针非法越界类的操作，vm_struct是连续的虚拟内核空间，对应的物理页面可以不连续，地址范围(3G + 896M + 8M) ~ 4G；另外在虚拟用户空间中 vm_area_struct同样也是一块连续的虚拟进程空间，地址空间范围0~3G。

⑸ linux内核一般占用多大内存

[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
下面是对这些数值的解释：
total:总计物理内存的大小。
used:已使用多大。
free:可用有多少。
Shared:多个进程共享的内存总额。
Buffers/cached:磁盘缓存的大小。
第三行(-/+ buffers/cached):
used:已使用多大。
free:可用有多少。
第四行就不多解释了。
区别：第二行(mem)的used/free与第三行(-/+ buffers/cache) used/free的区别。 这两个的区别在于使用的角度来看，第一行是从OS的角度来看，因为对于OS，buffers/cached 都是属于被使用，所以他的可用内存是16176KB,已用内存是3250004KB,其中包括，内核（OS）使用+Application(X, oracle,etc)使用的+buffers+cached.
第三行所指的是从应用程序角度来看，对于应用程序来说，buffers/cached 是等于可用的，因为buffer/cached是为了提高文件读取的性能，当应用程序需在用到内存的时候，buffer/cached会很快地被回收。
所以从应用程序的角度来说，可用内存=系统free memory+buffers+cached。
如上例：
2795064=16176+110652+2668236
接下来解释什么时候内存会被交换，以及按什么方交换。 当可用内存少于额定值的时候，就会开会进行交换。
如何看额定值：
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查看的结果：
[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（内存镜像）：
[root@scs-2 tmp]# ll -h /proc/kcore
-r——– 1 root root 4.1G Jun 12 12:04 /proc/kcore
备注：
占用内存的测量
测量一个进程占用了多少内存，linux为我们提供了一个很方便的方法，/proc目录为我们提供了所有的信息，实际上top等工具也通过这里来获取相应的信息。
/proc/meminfo 机器的内存使用信息
/proc/pid/maps pid为进程号，显示当前进程所占用的虚拟地址。
/proc/pid/statm 进程所占用的内存
[root@localhost ~]# cat /proc/self/statm
654 57 44 0 0 334 0
输出解释
CPU 以及CPU0。。。的每行的每个参数意思（以第一行为例）为：
参数 解释 /proc//status
Size (pages) 任务虚拟地址空间的大小 VmSize/4
Resident(pages) 应用程序正在使用的物理内存的大小 VmRSS/4
Shared(pages) 共享页数 0
Trs(pages) 程序所拥有的可执行虚拟内存的大小 VmExe/4
Lrs(pages) 被映像到任务的虚拟内存空间的库的大小 VmLib/4
Drs(pages) 程序数据段和用户态的栈的大小 （VmData+ VmStk ）4
dt(pages) 04
查看机器可用内存
/proc/28248/>free
total used free shared buffers cached
Mem: 1023788 926400 97388 0 134668 503688
-/+ buffers/cache: 288044 735744
Swap: 1959920 89608 1870312
我们通过free命令查看机器空闲内存时，会发现free的值很小。这主要是因为，在linux中有这么一种思想，内存不用白不用，因此它尽可能的cache和buffer一些数据，以方便下次使用。但实际上这些内存也是可以立刻拿来使用的。
所以 空闲内存=free+buffers+cached=total-used

⑹ Linux内核空间内存动态申请

在Linux内核空间中申请内存涉及的函数主要包括kmalloc () 、_get_free _pages ()和vmalloc(等。kmalloc()和_get_free pages ()(及其类似函数）申请的内存位于DMA和常规区域的映射区，而且在物理上也是连续的，它们与真实的物理地址只有一个固定的偏移，因此存在较简单的转换关系。而vmalloc()在虚拟内存空间给出一块连续的内存区，实质上，这片连续的虚拟内存在物理内存中并不一定连续，而vmalloc (）申请的虚拟内存和物理内存之间也没有简单的换算关系。
1.kmalloc ( )
给kmalloc() 的第一个参数是要分配的块的大小;第二个参数为分配标志，用于控制kmalloc ()的行为。最常用的分配标志是GFP_KERNEL，其含义是在内核空间的进程中申请内存。kmalloc ()的底层依赖于_get_free pages ()来实现，分配标志的前缀GFP正好是这个底层函数的缩写。使用GFP_KERNEL标志申请内存时，若暂时不能满足，则进程会睡眠等待页，即会引起阻塞，因此不能在中断上下文或持有自旋锁的时候使用GFP_KERNE申请内存。由于在中断处理函数、tasklet和内核定时器等非进程上下文中不能阻塞，所以此时驱动应当使用GFP_ATOMIC标志来申请内存。当使用GFP_ATOMIC标志申请内存时，若不存在空闲页，则不等待，直接返回。
其他的申请标志还包括GFP_USER(用来为用户空间页分配内存，可能阻塞）、GFP_HIGHUSER（类似GFP_USER，但是它从高端内存分配)、GFP_DMA（从DMA区域分配内存)、GFP_NOIO（不允许任何IO初始化)、GFP_NOFS（不允许进行任何文件系统调用）、__GFP_ HIGHMEM（指示分配的内存可以位于高端内存)、__(GFP COLD（请求一个较长时间不访问的页)、_GFP_NOWARN(当一个分配无法满足时，阻止内核发出警告)、_GFP_HIGH(高优先级请求，允许获得被内核保留给紧急状况使用的最后的内存页）、GFP_REPEAT（分配失败，则尽力重复尝试)、_GFP_NOFAIL(标志只许申请成功，不推荐）和__GFPNORETRY（若申请不到，则立即放弃)等。
使用kmalloc()申请的内存应使用kfree()释放，这个函数的用法和用户空间的free()类似。
2._get_free_pages ()
_get_free pages ()系列函数/宏本质上是Linux内核最底层用于获取空闲内存的方法，因为底层的buddy算法以2n页为单位管理空闲内存，所以最底层的内存申请总是以2n页为单位的。
get_free _pages (）系列函数/宏包括get_zeroed _page () 、_get_free_page ()和get_free pages () 。
__get_free_pages(unsigned int flags, unsigned int order) 该函数可分配多个页并返回分配内存的首地址，分配的页数为2order，分配的页也不清零。order允许的最大值是10（即1024页）或者11（即2048页），这取决于具体的硬件平台。

⑺ linux内核中有哪些内存分配方式

Linux内核中采 用了一种同时适用于32位和64位系统的内 存分页模型，对于32位系统来说，两级页表足够用了，而在x86_64系 统中，用到了四级页表：
* 页全局目录(Page Global Directory)
* 页上级目录(Page Upper Directory)
* 页中间目录(Page Middle Directory)
* 页表(Page Table)
页全局目录包含若干页上级目录的地址，页上级目录又依次包含若干页中间目录的地址，而页中间目录又包含若干页表的地址，每一个页表项指 向一个页框Linux中采用4KB大小的 页框作为标准的内存分配单元。

⑻ linux内核主要由哪几个部分组成

一个完整的Linux内核一般由5部分组成，它们分别是内存管理、进程管理、进程间通信、虚拟文件系统和网络接口。

1、内存管理
内存管理主要完成的是如何合理有效地管理整个系统的物理内存，同时快速响应内核各个子系统对内存分配的请求。

Linux内存管理支持虚拟内存，而多余出的这部分内存就是通过磁盘申请得到的，平时系统只把当前运行的程序块保留在内存中，其他程序块则保留在磁盘中。在内存紧缺时，内存管理负责在磁盘和内存间交换程序块。

2、进程管理
进程管理主要控制系统进程对CPU的访问。当需要某个进程运行时，由进程调度器根据基于优先级的调度算法启动新的进程。：Linux支持多任务运行，那么如何在一个单CPU上支持多任务呢？这个工作就是由进程调度管理来实现的。

在系统运行时，每个进程都会分得一定的时间片，然后进程调度器根据时间片的不同，选择每个进程依次运行，例如当某个进程的时间片用完后，调度器会选择一个新的进程继续运行。

由于切换的时间和频率都非常的快，由此用户感觉是多个程序在同时运行，而实际上，CPU在同一时间内只有一个进程在运行，这一切都是进程调度管理的结果。

3、进程间通信
进程间通信主要用于控制不同进程之间在用户空间的同步、数据共享和交换。由于不用的用户进程拥有不同的进程空间，因此进程间的通信要借助于内核的中转来实现。

一般情况下，当一个进程等待硬件操作完成时，会被挂起。当硬件操作完成，进程被恢复执行，而协调这个过程的就是进程间的通信机制。

4、虚拟文件系统
Linux内核中的虚拟文件系统用一个通用的文件模型表示了各种不同的文件系统，这个文件模型屏蔽了很多具体文件系统的差异，使Linux内核支持很多不同的文件系统。

这个文件系统可以分为逻辑文件系统和设备驱动程序：逻辑文件系统指Linux所支持的文件系统，例如ext2、ext3和fat等；设备驱动程序指为每一种硬件控制器所编写的设备驱动程序模块。

5、网络接口
网络接口提供了对各种网络标准的实现和各种网络硬件的支持。网络接口一般分为网络协议和网络驱动程序。网络协议部分负责实现每一种可能的网络传输协议。

网络设备驱动程序则主要负责与硬件设备进行通信，每一种可能的网络硬件设备都有相应的设备驱动程序。

(8)linux内核内存扩展阅读：

Linux 操作系统的诞生、发展和成长过程始终依赖着五个重要支柱：UNIX操作系统、MINIX操作系统、GNU计划、POSIX标准和Internet 网络。

1981 年IBM公司推出微型计算机IBM PC。

1991年，GNU计划已经开发出了许多工具软件，最受期盼的GNU C编译器已经出现，GNU的操作系统核心HURD一直处于实验阶段，没有任何可用性，实质上也没能开发出完整的GNU操作系统，但是GNU奠定了Linux用户基础和开发环境。

1991年初，林纳斯·托瓦兹开始在一台386sx兼容微机上学习minix操作系统。1991年4月，林纳斯·托瓦兹开始酝酿并着手编制自己的操作系统。

1991 年4 月13 日在comp.os.minix 上发布说自己已经成功地将bash 移植到了minix 上，而且已经爱不释手、不能离开这个shell软件了。

1993年，大约有100余名程序员参与了Linux内核代码编写/修改工作，其中核心组由5人组成，此时Linux 0.99的代码大约有十万行，用户大约有10万左右。

1994年3月，Linux1.0发布，代码量17万行，当时是按照完全自由免费的协议发布，随后正式采用GPL协议。

1995年1月，Bob Young创办了RedHat（小红帽），以GNU/Linux为核心，集成了400多个源代码开放的程序模块，搞出了一种冠以品牌的Linux，即RedHat Linux,称为Linux"发行版"，在市场上出售。这在经营模式上是一种创举。

2001年1月，Linux 2.4发布，它进一步地提升了SMP系统的扩展性，同时它也集成了很多用于支持桌面系统的特性：USB，PC卡（PCMCIA）的支持，内置的即插即用，等等功能。

2003年12月，Linux 2.6版内核发布，相对于2.4版内核2.6在对系统的支持都有很大的变化。

2004年的第1月，SuSE嫁到了Novell，SCO继续顶着骂名四处强行“化缘”， Asianux， MandrakeSoft也在五年中首次宣布季度赢利。3月，SGI宣布成功实现了Linux操作系统支持256个Itanium 2处理器。

⑼ linux内核物理内存管理有哪些常用算法

Linux内核主要由五个子系统组成：进程调度，内存管理，虚拟文件系统，网络接口，进程间通信。
1.进程调度（SCHED）:控制进程对CPU
的访问。当需要选择下一个进程运行时，由调度程序选择最值得运行的进程。可运行进程实际上是仅等待CPU资源的进程，如果某个进程在等待其它资源，则该进
程是不可运行进程。Linux使用了比较简单的基于优先级的进程调度算法选择新的进程。
2.内存管理（MM）允许多个进程安全的
共享主内存区域。Linux
的内存管理支持虚拟内存，即在计算机中运行的程序，其代码，数据，堆栈的总量可以超过实际内存的大小，操作系统只是把当前使用的程序块保留在内存中，其余
的程序块则保留在磁盘中。必要时，操作系统负责在磁盘和内存间交换程序块。内存管理从逻辑上分为硬件无关部分和硬件有关部分。硬件无关部分提供了进程的映
射和逻辑内存的对换；硬件相关的部分为内存管理硬件提供了虚拟接口。
3.虚拟文件系统
（Virtual File
System,VFS）隐藏了各种硬件的具体细节，为所有的设备提供了统一的接口，VFS提供了多达数十种不同的文件系统。虚拟文件系统可以分为逻辑文件
系统和设备驱动程序。逻辑文件系统指Linux所支持的文件系统，如ext2,fat等，设备驱动程序指为每一种硬件控制器所编写的设备驱动程序模块。
4.网络接口（NET）提供了对各种网络标准的存取和各种网络硬件的支持。网络接口可分为网络协议和网络驱动程序。网络协议部分负责实现每一种可能的网络传输协议。网络设备驱动程序负责与硬件设备通讯，每一种可能的硬件设备都有相应的设备驱动程序。
5.进程间通讯(IPC) 支持进程间各种通信机制。

⑽ linux 内核物理内存管理有哪些常用算法

/proc/meminfo 能反映每进程内存使用
些东西/proc/xxxx/statm maps memmap 体现
需要查看些虚拟文件linux内核实现即

例cat /proc/1/statm ,7组数据第二组进程1物理内存使用量单位前内核PAGE_SIZE
具体说明详见 Documentation/filesystems/proc.txt

具体实现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;}
函数改需要结难点根据pid应 task_struct
知道没现api遍历查找全局 task_struct链表应该难解决