Q：什么是mm？
A：这可不是meimei哦！指的是内存管理（memory management）。是内核中的一套软件机制，用于有效管理内存的使用。
Q：内存管理的软件实现了什么功能？
A：1） 进程的保护，即进程向内存管理请求的物理页，由内存管理系统负责，不会将同一物理页（共享页面除外）映射到不同进程的虚地址空间。
?? 2） 虚存的实现，允许所有进程使用的内存总量大于实际物理内存总量。
Q：MMU与TLB的功能？
A：TLB是MMU的核心部件，用于实现页表转换，将虚拟地址转换成实地址。
?? 对i386而言，MMU会根据CR3中的地址(注意，这个地址是物理地址)指定的页表目录一级一级去查询，在下面情况会抛出缺页中断:
* 页目录为空(NULL)
* 页表项为空，或者对应物理页不再内存中。
* 权限不满足，比如写带只读属性的页；用户态的代码访问特权属性的页。
Q：什么是cache？
A： 对于硬件，指的是一块SRAM，由于它的访问速度比较快，所以将经常访问的数据放在这块SRAM中，必要时才写回到主存储器中，这样可以提高CPU的使用 效率；对于软件，指的是主存储器中的一块空间（即缓冲区），当CPU与慢速IO进行交换数据时，先将数据放在这块内存空间中，等系统空闲时，才真正与IO 进行数据交换。比如说，当用户请求将一块数据写入磁盘时，内核会先将数据放在缓冲区中，等到系统空闲或真正有必要马上就写数据时，内核才会执行磁盘操作， 将数据写到磁盘上。在读内核源代码时，经常会看到"xx_cache_xx"之类的字眼，其实基本上都是内存缓冲区。
Q：什么是COW?
A： 我第一次看它，还以为是“母牛”呢！它实际上指的是“写时拷贝（Copy On Write）”，其主要目的是提高内存管理的效率。当内核创建进程时，为其分配的虚拟页面并没有被真正映射到物理内存上，而是被映射到一块不可写（页表项 上的标志为“只读”）的内存上（对于子进程，映射的是其父进程的物理空间），当该进程要往里面写东东时，就会产生一个页面异常。在异常处理函数中会将这块 虚拟页面映射到它应该映射的物理页面上。
Q：什么是伙伴（buddy）系统？
A：用伙伴算法（一般的数据结构书中都有讲解）管理物理内存的系统。它分配的物理内存大小都是页（4K）的整数倍。
Q：什么是slab分配器？
A： 指的是内存管理单元先向伙伴系统申请一块较大的物理内存（批发），然后再将其肢解成许多小碎片分配给需要的进程（零售）。当有的进程需要分配一小块内存 （一般都小于一个页面，或不是页的整数倍），用来存放某个数据结构（如vm_area_struct），都可以向slab申请零售。
Q：什么是足印(footprint)？
A：足印(footprint)是指要完成某个工作，需要访问的缓存(一般指L1 DATA CACHE 或TLB)项的个数。
例 如，完成的工作是：访问B. 但要访问B对象首先必须从A对象中获得B的指针，如果A,B在一个页面中，那么只需要在TLB踏上一个"足印"就可以了，否则需要踏上两个“足印”；进一 步的，如果A,B对象在同一个16或者32个字节对齐的空间里，那么在L1 DATA CACHE里只需要踏上一个足印就可以了。一般完成某项工作在各种缓存上的足印越少，引起缓存失去命中的可能性就越小，缓存和内存之间的交互就越小，因此 访问速度就越快。
Q：什么是active_mm？
A：active_mm表示当前与CPU关联的分页结构，对于普通进程，它等于mm，对于内核线程，它等于上一次用户进程的mm。
Q：什么是e820?
A：INT15的0xe820（=AX）是BIOS调用获取系统物理内存的配置表(e820map)。
Q：源代码中的gfp_xxx，gfp是什么的缩写？
A：是Get Free Page。
Q：cache_cache里的slab的大小是不是一个page？
A： cache_cache是专用slab管理器队列的头，在 kmem_cache_sizes_init() 的过程中cache_cache->gfporder应该一直都是0，所以是一个page；而这个队列中的各个slab管理器 （kmem_cache_t）的gfporder都不一定等于0，所以不一定是一个page。
Q：kmalloc(size)返回的是物理地址，还是虚拟地址，为什么？
A：是虚拟地址，因为该地址是经过映射后的地址。
Q：怎样得到kmalloc分配的内存地址的实际物理地址？
A： kmalloc分配了一段物理上连续的内存空间，可以通过virt_to_phys()将返回的虚地址转换为一个物理地址，或者通过 virt_to_bus() 转换为一个IO总线地址。在2.6的内核中，直接采用addr-PAGE_OFFSET就可以了。在采用此类方式时，请查阅你的内核源码中的实际实现(此方式同样适合__get_free_pages)。
Q：malloc()在内核中对应的函数是什么？
A：用户程序中使用的malloc是Glibc包装过的函数，它通过brk系统调用分配虚存给用户。
Q：分配虚存空间有了mmap和munmap为什么还需要sys_brk?
A：其实，brk调用的系统调用是sys_brk，他通过mmap进行实现（可以这样认为）。但是，对于用户调用的malloc，free等函数，是由 glibc实现的。即：库首先通过brk向系统申请一块大的虚存块，然后，这块内存由库进行管理，就是堆的管理由库实现。实际上，调用brk的目的无非是告诉内核这块内存的引用是合法，只有这样，缺页中断才能进行下去。如果没有这种机制，则可能导致应用程序对应的虚存块太多，使系统性能不佳。如果堆的管理在应用层进行，则没有这种坏处。
Q：请教一个术语－－“堆”。
A：堆和栈合起来才是堆栈，堆是从低到高扩展的，栈是从高到低扩展的。局部变量都在栈里，通过malloc分配的内存都是在堆里的。
Q：malloc在程序结束不free会怎样?
A：进程退出后，与进程相关的所有资源都被内核无条件释放，进程一般不会在内核中造成资源溢漏。
malloc()基于进程的虚存映射区域，进程退出后，随着虚存映射的撤消，它所占用的物理页面也随之释放。
A：page->age与__PAGE_OLD标志位有何关系?
Q：和交换有关。
PAGE_OLD实际上是cpu自己设定的，每次被访问的页面会被cpu设为~PAGE_OLD，age是linux设定的，初始根据PAGE_OLD,然后不断改动。
A：我想阅读mm部分的源代码，从哪个函数入手？
Q：page_alloc.c和slab.c是内核用于分配内存的，可以先看。
Q:
1.linux在刚刚启动后，允许使用的最大内存连续空间是多少？
2./proc/buddyinfo里后面的这些数字怎么解释
node 0 ,zone normal 72 31 16 19 25 22 10 3 1 0 5
当我加载一个模块，包含语句 addr = get_free_pages(GFP_KERNEL,5);
结果如下：
node 0 ,zone normal 83 45 21 21 24 23 10 2 1 0 5
当卸载该模块后，free_pages(addr,5);
结果如下：
node 0 ,zone normal 55 43 22 22 24 24 10 2 1 0 5
A:
83 45 21 21 24 23 10 2 1 0 5
是不是这样理解：
一个页面一组： 有83组
二个页面一组： 有45组
...
10个页面一组： 有5组
从83->5是按照 order从0->10排列的？
Q: vmalloc()函数分配内存的虚拟地址从3G+high_memory+hole_8M开始其中high_memory为实际物理内存， hole_8M为8M的隔离带为什么要有8M的隔离带? 这样岂不是很浪费虚拟地址空间吗?另外分配的内存块之间有一个4K的隔离页，这样是不是也很浪费虚拟地址空间?
A: Linux用这些空洞来检测存储器读写越界故障，当然空洞越大出现破坏性故障的可能性就越小，8M的空洞正好用两个页目录项来标记，4K的空洞用一个页表项来标记，由于一般物理内存远小于线性地址空间，因此这种浪费是微不足到的。
Q: 那为何用两个页目录表，用一个不行吗?甚至用一个4k的页表不就够了吗?加一个空洞，是不是利用了页保护的属性?如果越界的话，不论空洞的大小都应该产生 异常，对吗?不明白空洞越大越安全的原因另外3G+phymem+8M给vmaloc剩下的空间不多了，如果实际物理内存接近1G的话，是不是 vmaloc函数就不能使用了?我感觉空间并不充裕。
A: 隔离带的大小是任意的，但如果隔离带不够大的话，有可能会被故障代码跨过引起破坏。当内核有代码引用到这些隔离带的地址时，这些地址对应的页目录项或页表 项由于被标记为”不存在”,就会产生页故障，这样就可以准确定位故障所在。如果物理内存非常大，造成内核虚拟空间不足时，可以减小内核的起始线性地址，通 过减小用户程序的虚拟地址空间来增大内核的虚拟空间。如果物理内存超过2G,可通过一个内核补丁big Physical Memory for IA-32将应用程序与内核的页目录分开，尽管这样还是只能管理3.8G，如果物理内存还要大，就要使用64位的体系了。
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a. 要注意kmalloc最大只能开辟128k-16，16个字节是被页描述符结构占用了。
b. 内存映射的I/O口，寄存器或者是硬件设备的RAM(如显存)一般占用F0000000以上的地址空间。在驱动程序中不能直接访问，要通过kernel函数vremap获得重新映射以后的地址。
c. 另外，很多硬件需要一块比较大的连续内存用作DMA传送。这块内存需要一直驻留在内存，不能被交换到文件中去。但是kmalloc最多只能开辟128k的内存。
这可以通过牺牲一些系统内存的方法来解决。
具体做法是：比如说你的机器由32M的内存，在lilo.conf/grub的启动参数中加上mem=30M，这样linux就认为你的机器只有30M的内存，剩下的2M内存在vremap之后就可以为DMA所用了。
请记住，用vremap映射后的内存，不用时应用unremap释放，否则会浪费页表。
Paging model in general
paging unit转换linear address为physical address,一组linear address聚集为page,linear addresses本质上是连续的，paging unit将这些连续的内存映射为物理地址称为page frames。page unit将内存划分为大小固定的page frame成为可见, 亦即page。
1) Linux将整个4G线性地址空间分为用户空间和内核空间两部分,而内核地址空间又被划分为“物理内存区”,“虚拟内存分配区”, “高端页面映射区”,“专用页面映射区”, “系统保留映射区”几个区域。
2) 在标准配置下，物理区最大长度为896M。系统的物理内存被顺序映射在物理区中，在支持扩展页长(PSE)和全局页面(PGE)的机器上，物理区使用4M 页面并作为全局页面来处理(呵呵,没有白白计算)。当系统物理内存大于896M时,超过物理区的那部分内存称为高端内存，低端内存和高端内存用 highmem_start_page变量来定界，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”。
3) Linux保留内核空间最顶部128K区域作为保留区，紧接保留区以下的一段区域为专用页面映射区，它的总尺寸和每一页的用途由 fixed_address枚举结构在编绎时预定义，用__fix_to_virt(index)可获取专用区内预定义页面的逻辑地址。在专用页面区内为 每个CPU预定义了一张高端内存映射页，用于在中断处理中高端页面的映射操作。
4) 距离内核空间顶部32M，长度为4M的一段区域为高端内存映射区，它正好占用1个页帧表所表示的物理内存总量, 它可以缓冲1024个高端页面的映射。在物理区和高端映射区之间为虚存内存分配区, 用于vmalloc()函数,它的前部与物理区有8M隔离带, 后部与高端映射区有8K(2.4为4k?)的隔离带。
5) 当系统物理内存超过4G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4G以上的物理内。在PAE模式下, 线性地址到物理地址的转换使用3级页表，第1级页目录由线性地址的最高2位索引, 每一目录项对应1G的寻址空间，第2级页目录项以9位索引, 每一目录项对应2M的寻址空间, 第3级页目录项以9位索引，每一目录项对应4K的页帧。除了页目录项所描述的物理地址扩展为36位外，64位和32位页目录项结构没有什么区别。在PAE 模式下,包含PSE位的中级页目录项所对应的页面从4M减少为2M。