CentOS5 32位，装了虚拟机之后，即使将虚拟shutdown了，物理机的内存还是没有释放。

是的，Linux操作系统对应用程序可用内存的大小没有直接限制。Linux采用了一种虚拟内存管理机制，使得每个应用程序可以访问和使用操作系统所提供的整个虚拟地址空间。这使得每个应用程序似乎拥有整个系统的内存，而不受物理内存大小的限制。虚拟内存的概念使得应用程序能够分配和使用大量的内存空间，甚至远远超过物理内存的大小。当应用程序向操作系统请求更多内存时，Linux会使用一种称为页面机制的方法将内存分页存储到磁盘上，以便将不常用的数据从物理内存中交换出来，从而扩展可使用的内存空间。然而，虽然Linux操作系统没有直接限制应用程序可用内存的大小，但仍然受到硬件资源和操作系统配置的限制。例如，物理内存的总量、可用的交换空间、操作系统的内存管理策略等都会影响可用内存的实际大小。此外，应用程序本身也可能对可用内存大小有限制，如32位应用程序的地址空间上限为4GB。因此，在开发和部署应用程序时，仍然需要考虑系统的物理内存和操作系统配置，以及应用程序自身的内存管理策略，以确保在所需内存的范围内正常运行。

Concepts overview — The Linux Kernel documentation Linux中的内存管理是一个复杂的系统，经过多年的发展，它包含越来越多的功能，以支持从 MMU-less microcontrollers 到 supercomputers 的各种系统。 没有MMU内存管理的系统被称为 nommu ，它值得写一份专门的文档进行描述。 尽管有些概念是相同的，这里我们假设MMU可用，CPU可以将虚拟地址转换为物理地址。 计算机系统中的物理内存是有限资源，即便支持内存热插拔，其可以安装的内存也有限的。物理内存不一定必须是连续的；它可以作为一组不同的地址范围被访问。此外，不同的CPU架构，甚至同架构的不同实现对如何定义这些地址范围都是不同的。 这使得直接处理物理内存异常复杂，为了避免这种复杂性，开发了 虚拟内存 （virtual memory） 的概念。 虚拟内存从应用软件中抽象出物理内存的细节，只允许在物理内存中保留需要的信息 （demand paging） ，并提供一种机制来保护和控制进程之间的数据共享。 通过虚拟内存，每次内存访问都访问一个 虚拟地址 。当CPU对从系统内存读取（或写入）的指令进行解码时，它将该指令中编码的虚拟地址转换为内存控制器可以理解的物理地址。 物理内存被切分为 页帧 page frames 或 页 pages 。页的大小是基于架构的。一些架构允许从几个支持的值中选择页大小；此选择在内核编译时设置到内核配置。 每个物理内存页都可以映射为一个或多个 虚拟页（virtual pages） 。映射关系描述在 页表（page tables） 中，页表将程序使用的虚拟地址转换为物理内存地址。页表以层次结构组织。 最底层的表包含软件使用的实际内存页的物理地址。较高层的表包含较低层表页的物理地址。顶层表的指针驻留在寄存器中。 当CPU进行地址转换的时候，它使用寄存器访问顶级页表。 虚拟地址的高位，用于顶级页表的条目索引。然后，通过该条目访问下级，下级的虚拟地址位又作为其下下级页表的索引。虚拟地址的最低位定义实际页内的偏移量。 地址转换需要多次内存访问，而内存访问相对于CPU速度来说比较慢。为了避免在地址转换上花费宝贵的处理器周期，CPU维护着一个称为 TLB （Translation Lookaside Buffer）的用于地址转换缓存（cache）。通常TLB是非常稀缺的资源，需要大内存工作应用程序会因为TLB未命中而影响性能。 很多现代CPU架构允许页表的高层直接映射到内存页。例如，x86架构，可以通过二级、三级页表的条目映射2M甚至1G内存页。在Linux中，这些内存页称为 大页 （Huge） 。大页的使用显著降低了TLB的压力，提高了TLB命中率，从而提高了系统的整体性能。 Linux提供两种机制开启使用大页映射物理内存。 第一个是 HugeTLB 文件系统，即 hugetlbfs 。它是一个伪文件系统，使用RAM作为其存储。在此文件系统中创建的文件，数据驻留在内存中，并使用大页进行映射。 关于 HugeTLB Pages 另一个被称为 THP (Transparent HugePages) ，后出的开启大页映射物理内存的机制。 与 hugetlbfs 不同，hugetlbfs要求用户和/或系统管理员配置系统内存的哪些部分应该并可以被大页映射；THP透明地管理这些映射并获取名称。 关于 Transparent Hugepage Support 通常，硬件对不同物理内存范围的访问方式有所限制。某些情况下，设备不能对所有可寻址内存执行DMA。在其他情况下，物理内存的大小超过虚拟内存的最大可寻址大小，需要采取特殊措施来访问部分内存。还有些情况，物理内存的尺寸超过了虚拟内存的最大可寻址尺寸，需要采取特殊措施来访问部分内存。 Linux根据内存页的使用情况，将其组合为多个 zones 。比如， ZONE_DMA 包含设备用于DMA的内存， ZONE_HIGHMEM 包含未永久映射到内核地址空间的内存， ZONE_NORMAL 包含正常寻址内存页。 内存zones的实际层次架构取决于硬件，因为并非所有架构都定义了所有的zones，不同平台对DMA的要求也不同。 多处理器机器很多基于 NUMA （Non-Uniform Memory Access system - 非统一内存访问系统 ）架构。 在这样的系统中，根据与处理器的“距离”，内存被安排成具有不同访问延迟的 banks 。每个 bank 被称为一个 node ，Linux为每个 node 构造一个独立的内存管理子系统。 Node 有自己的zones集合、free&used页面列表，以及各种统计计数器。 What is NUMA? NUMA Memory Policy 物理内存易失，将数据放入内存的常见情况是读取文件。读取文件时，数据会放入 页面缓存（page cache） ，可以在再次读取时避免耗时的磁盘访问。同样，写文件时，数据也会被放入 页面缓存 ，并最终进入存储设备。被写入的页被标记为 脏页（dirty page） ，当Linux决定将其重用时，它会将更新的数据同步到设备上的文件。 匿名内存 anonymous memory 或 匿名映射 anonymous mappings 表示没有后置文件系统的内存。这些映射是为程序的stack和heap隐式创建的，或调用mmap（2）显式创建的。通常，匿名映射只定义允许程序访问的虚拟内存区域。读，会创建一个页表条目，该条目引用一个填充有零的特殊物理页。写，则分配一个常规物理页来保存写入数据。该页将被标记为脏页，如果内核决定重用该页，则脏页将被交换出去 swapped out 。 纵贯整个系统生命周期，物理页可用于存储不同类型的数据。它可以是内核内部数据结构、设备驱动DMA缓冲区、读取自文件系统的数据、用户空间进程分配的内存等。 根据内存页使用情况，Linux内存管理会区别处理。可以随时释放的页面称为 可回收（reclaimable） 页面，因为它们把数据缓存到了其他地方（比如，硬盘），或者被swap out到硬盘上。 可回收页最值得注意的是 页面缓存 和 匿名页面 。 在大多数情况下，存放内部内核数据的页，和用作DMA缓冲区的页无法重用，它们将保持现状直到用户释放。这样的被称为 不可回收页（unreclaimable） 。 然而，在特定情况下，即便是内核数据结构占用的页面也会被回收。 例如，文件系统元数据的缓存（in-memory）可以从存储设备中重新读取，因此，当系统存在内存压力时，可以从主内存中丢弃它们。 释放可回收物理内存页并重新调整其用途的过程称为 (surprise!) reclaim 。 Linux支持异步或同步回收页，取决于系统的状态。 当系统负载不高时，大部分内存是空闲的，可以立即从空闲页得到分配。 当系统负载提升后，空闲页减少，当达到某个阈值（ low watermark ）时，内存分配请求将唤醒 kswapd 守护进程。它将以异步的方式扫描内存页。如果内存页中的数据在其他地方也有，则释放这些内存页；或者退出内存到后置存储设备（关联 脏页 ）。 随着内存使用量进一步增加，并达到另一个阈值- min watermark -将触发回收。这种情况下，分配将暂停，直到回收到足够的内存页。 当系统运行时，任务分配并释放内存，内存变得碎片化。 虽然使用虚拟内存可以将分散的物理页表示为虚拟连续范围，但有时需要分配大的连续的物理内存。这种需求可能会提升。例如，当设备驱动需要一个大的DMA缓冲区时，或当THP分配一个大页时。 内存地址压缩（compaction ） 解决了碎片问题。 该机制将占用的页从内存zone的下部移动到上部的空闲页。压缩扫描完成后，zone开始处的空闲页就并在一起了，分配较大的连续物理内存就可行了。 与 reclaim 类似， compaction 可以在 kcompactd守护进程中异步进行，也可以作为内存分配请求的结果同步进行。 在存在负载的机器上，内存可能会耗尽，内核无法回收到足够的内存以继续运行。 为了保障系统的其余部分，引入了 OOM killer 。 OOM killer 选择牺牲一个任务来保障系统的总体健康。选定的任务被killed，以期望在它退出后释放足够的内存以继续正常的操作。

1、内存是什么？ 1) 内存又称主存，是 CPU 能直接寻址的存储空间，由半导体器件制成； 2) 内存的特点是存取速率快，断电一般不保存数据，非持久化设备； 2、内存的作用 1) 暂时存放 cpu 的运算数据 2) 硬盘等外部存储器交换的数据 3) 保障 cpu 计算机的稳定性和高性能 1、linux 内存地址空间 Linux 内存管理全貌 2、内存地址——用户态&内核态 3、内存地址——MMU 地址转换 4、内存地址——分段机制 1) 段选择符 更多Linux内核视频教程文档资料免费领取后台私信【 内核 】自行获取。 内核学习网站： Linux内核源码/内存调优/文件系统/进程管理/设备驱动/网络协议栈-学习视频教程-腾讯课堂 2) 分段实现 5、内存地址——分页机制（32 位） 6、用户态地址空间 7、内核态地址空间 8、进程内存空间 内存管理算法 ——对讨厌自己管理内存的人来说是天赐的礼物 1、内存碎片 1) 基本原理 2) 如何避免内存碎片 2、伙伴系统算法——组织结构 1) 概念 2) 外部碎片 3、伙伴系统算法——申请和回收 1) 申请算法 2) 回收算法 3) 条件 4、如何分配 4M 以上内存？ 1) 为何限制大块内存分配 2) 内核中获取 4M 以上大内存的方法 5、伙伴系统——反碎片机制 1) 不可移动页 2) 可回收页 6、slab 算法——基本原理 1) 基本概念 2) 内部碎片 7、slab 分配器的结构 详细参考： 经典|图解Linux内存性能优化核心思想 8、slab 高速缓存 1) 普通高速缓存 2) 专用高速缓存 9、内核态内存池 1) 基本原理 2) 内核 API 10、用户态内存池 1) C++ 实例 11、DMA 内存 1) 什么是 DMA 2) DMA 信号 out of memory 的时代过去了吗？no，内存再充足也不可任性使用。 1、内存的使用场景 2、用户态内存分配函数 a) 如果当前连续内存块足够 realloc 的话，只是将 p 所指向的空间扩大，并返回 p 的指针地址。这个时候 q 和 p 指向的地址是一样的 b) 如果当前连续内存块不够长度，再找一个足够长的地方，分配一块新的内存，q，并将 p 指向的内容 copy 到 q，返回 q。并将 p 所指向的内存空间删除 3、内核态内存分配函数 4、malloc 申请内存 5、缺页异常 6、用户进程访问内存分析 7、共享内存 1) 原理 2) shm 接口 1、C 内存泄露 2、C 野指针 3、C 资源访问冲突 4、STL 迭代器失效 错误示例：删除当前迭代器，迭代器会失效 正确示例：迭代器 erase 时，需保存下一个迭代器 5、C++ 11 智能指针 （1）原理分析： （2）数据结构： （3）使用方法： 6、C++ 11 更小更快更安全 六、 如何查看内存 可以通过 cat /proc/slabinfo 命令查看 可以通过 /proc/sys/vm/drop_caches来释放

这种方式中，将用户程序的地址空间，注意，是 用户程序的地址空间 分为若干个固定大小的区域，成为“页”或“页面”。我们可以知道，这也页其实是不存在的，只是一种划分内存空间的方法。也就是说，这种方式将用户的程序 “肢解” 了，分成很多个小的部分，每个部分称为一个“页”。 将逻辑地址的前n位作为页号，后面32-n位作为页内偏移量。 由于进程的最后一页经常装不满一个块，从而形成了不可利用的碎片，称之为 “页内碎片” 。 作用：实现页号到物理号的地址映射。 页表是记录逻辑空间（虚拟内存）中每一页在内存中对应的物理块号。但并非每一页逻辑空间都会实际对应着一个物理块，只有实际驻留在物理内存空间中的页才会对应着物理块。 系统会为每一个进程建立一张页表，页表是需要一直驻留在物理内存中的（多级页表除外），另外页表的起址和长度存放在 PCB（Process Control Block）进程控制结构体中。 可以在页表的表项中设置相关的权限控制字段，例如设置存取控制字段，用于保护该存储块的读写；若存取控制字段为2位，则可以设置读/写、只读和只执行等存取方式。 物理块是实实在在存在于内存中的： 由于执行频率高，要求效率比较高，需要使用硬件实现。 在系统中设置一个 页表寄存器(PTR) ,其中存放页表在内存的起始地址和页表的长度。平时进程未执行的时候，页表的起始地址和页表长度放在本进程的PCB中。当调度程序调度到某个进程的时候，才将这两个数据装入 页表寄存器 。 变换过程： 快表的变换机构 为了提高地址变换速度，可在地址变换机构中增设一个具有并行查询能力的特殊高速缓冲寄存器，又称为"联想寄存器"或者“快表”。俗称TLB。 快表与页表的功能类似，其实就是将一部分页表存到 CPU 内部的高速缓冲存储器 Cache。CPU 寻址时先到快表查询相应的页表项形成物理地址，如果查询不到，则到内存中查询，并将对应页表项调入到快表中。但，如果快表的存储空间已满，则需要通过算法找到一个暂时不再需要的页表项，将它换出内存。 由于成本的关系，快表不可能做得很大，通常只存放 16~512 个页表项，这对中、小型作业来说，已有可能把全部页表项放在快表中；但对于大型作业而言，则只能将其一部分页表项放入其中。由于对程序和数据的访问往往带有局限性，因此，据统计，从快表中能找到所需页表项的概率可达 90% 以上。这样，由于增加了地址变换机构而造成的速度损失可减少到 10% 以下，达到了可接受的程度。 我们可以采用这样两个方法来解决这一问题： ① 对于页表所需的内存空间，可采用离散分配方式，以解决难以找到一块连续的大内存空间的问题； ② 只将当前需要的部分页表项调入内存，其余的页表项仍驻留在磁盘上，需要时再调入。 二级页表的页表项： 过程： 在采用两级页表结构的情况下，对于正在运行的进程，必须将其外层页表调入内存，而对于内页表则只需调入一页或几页。为了表征某页的页表是否已经调入内存，还应在外层页表项中增设一个状态位 S，其值若为 0，表示该页表分页不在内存中，否则说明其分页已调入内存。进程运行时，地址变换机构根据逻辑地址中的 P1去查找外层页表；若所找到的页表项中的状态位为 0，则产生一个中断信号，请求 OS 将该页表分页调入内存。 多级页表和二级页表类似。多级页表和二级页表是为了节省物理内存空间。使得页表可以在内存中离散存储。（单级页表为了随机访问必须连续存储，如果虚拟内存空间很大，就需要很多页表项，就需要很大的连续内存空间，但是多级页表不需要。） 为什么引入分段存储管理？ 引入效果： 它将用户程序的地址空间分为若干个大小不同的的段，每个段可以定义一组完整的信息。 段号表示段名，每个段都从0开始编址，并且采用一段连续的地址空间。 在该地址结构中，允许一个作业最长有64K个段，每个段的最大长度为64KB。 在分段式存储管理系统中，为每一个分段分配一个连续的分区。进程的各个段，可以离散地装入内存中不同的分区中。 作用：实现从逻辑地址到物理内存区的映射。 为了保证程序能够正常运行，就必须能够从物理内存中找出每个逻辑段所对应的位置。为此在系统中会为每一个进程建立一张 段表 。每个段在表中有一个表项，其中记录了该段在内存中的起始地址和段的长度。一般将段表保存在内存中。 在配置了段表之后，执行的过程可以通过查找段表，找到每一个段所对应的内存区。 为了实现进程从逻辑地址到物理地址的变换功能，在系统设置了段表寄存器，用于存放段表的起始地址和段表长度TL。 在进行地址变换时，系统将逻辑地址中的段号与段表长度TL 进行比较。若 S > TL，表示段号太大，是访问越界，于是产生越界中断信号。若未越界，则根据段表的始址和该段的段号，计算出该段对应段表项的位置，从中读出该段在内存的起始地址。然后，再检查段内地址 d 是否超过该段的段长 SL。若超过，即 d>SL，同样发出越界中断信号。若未越界，则将该段的基址 d 与段内地址相加，即可得到要访问的内存。 分页和分段系统相似之处：两者都采用离散分配方式，且都是通过地址映射机构实现地址变换。 但在概念上两者完全不同，主要表现在下述三个方面： 分页系统以页面作为内存分配的基本单位，能有效地提高内存利用率，而分段系统以段作为内存分配的基本单位，它能够更好地满足用户多方面的需要。 段页式地址结构由段号、段内页号及页内地址三部分所组成 段页式系统的基本原理是分段和分页原理的结合，即先将用户程序分成若干个段，再把每个段分成若干个页，并为每一个段赋予一个段名。如下图展示了一个作业地址空间的结构。该作业有三个段：主程序段、子程序段和数据段；页面大小为 4 KB： 在段页式系统中，为了实现从逻辑地址到物理地址的变换，系统中需要同时配置段表和页表。段表的内容与分段系统略有不同，它不再是内存始址和段长，而是页表始址和页表长度。下图展示出了利用段表和页表进行从用户地址空间到物理(内存)空间的映射。 在段页式系统中，为了便于实现地址变换，须配置一个段表寄存器，其中存放段表始址和段长 TL。进行地址变换时，首先利用段号 S，将它与段长 TL 进行比较。若 S < TL，表示未越界，于是利用段表始址和段号来求出该段所对应的段表项在段表中的位置，从中得到该段的页表始址，并利用逻辑地址中的段内页号 P 来获得对应页的页表项位置，从中读出该贝所在的物理块号 b，再利用块号 b 和页内地址来构成物理地址。 在段页式系统中，为了获得一条指令或数据，须三次访问内存。第一次访问是访问内存中的段表，从中取得页表始址；第二次访问是访问内存中的页表，从中取出该页所在的物理块号，并将该块号与页内地址一起形成指令或数据的物理地址；第三次访问才是真正从第二次访问所得的地址中取出指令或数据。 显然，这使访问内存的次数增加了近两倍。为了提高执行速度，在地址变换机构中增设一个高速缓冲寄存器。每次访问它时，都须同时利用段号和页号去检索高速缓存，若找到匹配的表项，便可从中得到相应页的物理块号，用来与页内地址一起形成物理地址：若未找到匹配表项，则仍需第三次访问内存。 参考链接：

Linux中的交换空间（Swap Space）是指硬盘上预留的一部分空间，用于缓解系统内存不足时的情况。当物理内存已经被占满时，就会将一些不常用的数据或进程暂时移动到交换空间中，以释放物理内存，使得其他进程可以更好地运行。在Linux编程系统中，交换空间的使用情况可以通过命令行工具top、free等进行监控和管理。其中，top命令可以实时查看系统的资源使用状况，包括交换空间的使用情况。而free命令可以查看系统的内存使用情况和交换空间的大小和使用情况。对于老男孩教育的推荐，我建议可以学习Linux系统编程。Linux系统编程是一项非常重要的技能，可以帮助开发人员深入了解Linux操作系统的内部机制和工作原理，从而更好地进行系统级别的开发和调试。同时，在学习过程中，需要掌握C语言、Shell脚本等编程语言，以及Linux系统的命令行工具和API接口等知识。可以通过参加在线课程、读书、实践等多种方式进行学习。

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)。 在Linux4.11版本以前，Linux内核把页表分为4级： 页全局目录表(PGD)、页上层目录(PUD)、页中间目录(PMD)、直接页表(PT) 。 4.11版本把页表扩展到5级，在页全局目录和页上层目录之间增加了 页四级目录(P4D) 。 各处处理器架构可以选择使用5级，4级，3级或者2级页表，同一种处理器在页长度不同的情况可能选择不同的页表级数。可以使用配置宏CONFIG_PGTABLE_LEVELS配置页表的级数，一般使用默认值。 如果选择4级页表，那么使用PGD，PUD，PMD，PT；如果使用3级页表，那么使用PGD，PMD，PT；如果选择2级页表，那么使用PGD和PT。 如果不使用页中间目录 ，那么内核模拟页中间目录，调用函数pmd_offset 根据页上层目录表项和虚拟地址获取页中间目录表项时 ， 直接把页上层目录表项指针强制转换成页中间目录表项 。 每个进程有独立的页表，进程的mm_struct实例的成员pgd指向页全局目录,前面四级页表的表项存放下一级页表的起始地址，直接页表的页表项存放页帧号(PFN) 。 内核也有一个页表， 0号内核线程的进程描述符init_task的成员active_mm指向内存描述符init_mm，内存描述符init_mm的成员pgd指向内核的页全局目录swapper_pg_dir 。 ARM64处理器把页表称为转换表，最多4级。ARM64处理器支持三种页长度：4KB，16KB，64KB。页长度和虚拟地址的宽度决定了转换表的级数，在虚拟地址的宽度为48位的条件下，页长度和转换表级数的关系如下所示： ARM64处理器把表项称为描述符，使用64位的长描述符格式。描述符的0bit指示描述符是不是有效的：0表示无效，1表示有效。第1位指定描述符类型。 在块描述符和页描述符中，内存属性被拆分为一个高属性和一个低属性块。 处理器的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询内存中的页表，处理器厂商在管理单元里加了称为TLB的高速缓存，TLB直译为转换后备缓冲区，意译为页表缓存。 页表缓存用来缓存最近使用过的页表项， 有些处理器使用两级页表缓存 ： 第一级TLB分为指令TLB和数据TLB，好处是取指令和取数据可以并行；第二级TLB是统一TLB，即指令和数据共用的TLB 。 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)。 地址空间标识符区分不同进程的页表项 ， 虚拟机标识符区分不同虚拟机的页表项 。 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，内核定义了每种处理器架构必须实现的函数。 当TLB没有命中的时候，ARM64处理器的MMU自动遍历内存中的页表，把页表项复制到TLB，不需要软件把页表项写到TLB，所以ARM64架构没有提供写TLB的指令。 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(nG位为0表示内核的页表项)， 使用地址空间标识符(ASID)区分不同进程的页表项 。 ARM64处理器的ASID长度是由具体实现定义的，可以选择8位或者16位。寄存器TTBR0_EL1或者TTBR1_EL1都可以用来存放当前进程的ASID，通常使用寄存器TCR_EL1的A1位决定使用哪个寄存器存放当前进程的ASID，通常使用寄存器 TTBR0_EL1 。寄存器TTBR0_EL1的位[63:48]或者[63:56]存放当前进程的ASID，位[47:1]存放当前进程的页全局目录的物理地址。 在SMP系统中，ARM64架构要求ASID在处理器的所有核是唯一的。假设ASID为8位，ASID只有256个值，其中0是保留值，可分配的ASID范围1~255，进程的数量可能超过255，两个进程的ASID可能相同，内核引入ASID版本号解决这个问题。 (1)每个进程有一个64位的软件ASID， 低8位存放硬件ASID，高56位存放ASID版本号 。 (2) 64位全局变量asid_generation的高56位保存全局ASID版本号 。 (3) 当进程被调度时，比较进程的ASID版本号和全局版本号 。如果版本号相同，那么直接使用上次分配的ASID，否则需要给进程重新分配硬件ASID。 存在空闲ASID，那么选择一个分配给进程。不存在空闲ASID时，把全局ASID版本号加1，重新从1开始分配硬件ASID，即硬件ASID从255回绕到1。因为刚分配的硬件ASID可能和某个进程的ASID相同，只是ASID版本号不同，页表缓存可能包含了这个进程的页表项，所以必须把所有处理器的页表缓存清空。 引入ASID版本号的好处是：避免每次进程切换都需要清空页表缓存，只需要在硬件ASID回环时把处理器的页表缓存清空 。 虚拟机里面运行的客户操作系统的虚拟地址转物理地址分两个阶段： (1) 把虚拟地址转换成中间物理地址，由客户操作系统的内核控制 ，和非虚拟化的转换过程相同。 (2) 把中间物理地址转换成物理地址，由虚拟机监控器控制 ，虚拟机监控器为每个虚拟机维护一个转换表，分配一个虚拟机标识符，寄存器 VTTBR_EL2 存放当前虚拟机的阶段2转换表的物理地址。 每个虚拟机有独立的ASID空间 ，页表缓存使用 虚拟机标识符 区分不同虚拟机的转换表项，避免每次虚拟机切换都要清空页表缓存，在虚拟机标识符回绕时把处理器的页表缓存清空。

linux实现了 请求页面调度 （在需要时将页面从硬盘交换进来，当不再需要时再交换出去），这使得系统中进程的虚拟地址空间与实际的物理内存大小没有直接的关系。 交换对进程来说是透明的，应用程序一般都不需要关心内核页面调度的行为。然而在下面 两种 情况下，应用程序可能希望影响系统的页面调度： POSIX1003.1b-1993定义两个接口将一个或多个页面“锁定”在物理内存，来保证它们不会被交换到磁盘。 调用mlock( )将锁定addr开始长度为len个字节的虚拟内存。成功时函数返回0,失败返回-1,并适当设置errno。 mlockall( )函数锁定一个进程现有的地址空间在物理内存中的所有页面。 flags参数，是下面两个值的 按位或 操作，用以控制函数行为：（大部分应用程序会同时设定这两个值） POSIX标准提供了两个接口用来将页从内存中解锁，允许内核根据需要将页换出至硬盘中。 内存锁定并不会重叠，所以不管mlock( )或mlockall( )了几次，仅一个munlock( )或munlockall( )会解除一个页面的锁定。 linux对于一个进程能锁定的页面数进行了限制：拥有 CAP_IPC_LOCK 权限的进程能锁定 任意多 的页面。没有这个权限的进程只能锁定 RLIMIT_MEMLOCK 个字节，默认情况下，该限制是 32KB 。 mincore( )函数，用来确定一个给定范围的内存是在物理内存中还是被交换到了硬盘中： 函数通过vec来返回向量，这个向量描述start（必须页面对齐）开始长为length（不需要对齐）字节的内存中的页面的情况。 Linux使用 投机性分配策略 ：当一个进程向内核请求额外的内存-如扩大它的数据段，或者创建一个新的存储器映射-内核作出了分配承诺但 实际上并没有分给进程任何的物理存储 。 这样处理有如下几个 优点 ： 超量使用的好处：和在应用请求页面就分配物理存储相比， 在使用时刻才分配物理存储的过量使用机制允许系统运行更多，更大的应用程序 。 但是，如果系统中的进程为满足超量使用而申请的内存大于物理内存和交换空间之和，内核只能杀死另一个进程并释放它的内存，以此来满足下一次的分配需求。 内核允许通过文件/proc/sys/vm/overcommit_memory关闭超量使用，和此功能相似的还有sysctl的vm.overcommit_memory参数。 在严格审计模式中，承诺的内存大小被严格限制在交换空间的大小加上 可调比例 的物理内存大小。 使用严格审计策略时要非常小心！许多系统设计者认为严格审计策略才是解决之道，然而， 应用程序常常进行一些不必要的、且只有使用超量使用才能满足的分配请求，而允许这种行为也是设计虚拟内存的主要动机之一。

对于包含MMU的处理器而言，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。

　　内存是Linux内核所管理的最重要的资源之一。内存管理系统是操作系统中最为重要的部分，因为系统的物理内存总是少于系统所需要的内存数量。虚拟内存就是为了克服这个矛盾而采用的策略。系统的虚拟内存通过在各个进程之间共享内存而使系统看起来有多于实际内存的内存容量。Linux支持虚拟内存, 就是使用磁盘作为RAM的扩展，使可用内存相应地有效扩大。核心把当前不用的内存块存到硬盘，腾出内存给其他目的。当原来的内容又要使用时，再读回内存。以下就是我为大家整理到的详细LINUX系统内存管理的知识，欢迎大家阅读!!! 　　 LINUX系统教程：内存管理的知识详解 　　 一、内存使用情况监测 　　(1)实时监控内存使用情况 　　在命令行使用“Free”命令可以监控内存使用情况 　　代码如下: 　　#free 　　total used free shared buffers cached 　　Mem: 256024 192284 63740 0 10676 101004 　　-/+ buffers/cache: 80604 175420 　　Swap: 522072 0 522072 　　上面给出了一个256兆的RAM和512兆交换空间的系统情况。第三行输出(Mem:)显示物理内存。total列不显示核心使用的物理内存(通常大约1MB)。used列显示被使用的内存总额(第二行不计缓冲)。 free列显示全部没使用的内存。Shared列显示多个进程共享的内存总额。Buffers列显示磁盘缓存的当前大小。第五行(Swap:)对对换空间，显示的信息类似上面。如果这行为全0，那么没使用对换空间。在缺省的状态下，free命令以千字节(也就是1024字节为单位)来显示内存使用情况。可以使用—h参数以字节为单位显示内存使用情况，或者可以使用—m参数以兆字节为单位显示内存使用情况。还可以通过—s参数使用命令来不间断地监视内存使用情况： 　　#free –b –s2 　　这个命令将会在终端窗口中连续不断地报告内存的使用情况，每2秒钟更新一次。 　　(2)组合watch与 free命令用来实时监控内存使用情况： 　　代码如下: 　　#watch -n 2 -d free 　　Every 2.0s: free Fri Jul 6 06:06:12 2007 　　total used free shared buffers cached 　　Mem: 233356 218616 14740 0 5560 64784 　　-/+ buffers/cache: 148272 85084 　　Swap: 622584 6656 615928 　　watch命令会每两秒执行 free一次，执行前会清除屏幕，在同样位置显示数据。因为 watch命令不会卷动屏幕，所以适合出长时间的监测内存使用率。可以使用 -n选项，控制执行的频率;也可以利用 -d选项，让命令将每次不同的地方显示出来。Watch命令会一直执行，直到您按下 [Ctrl]-[C] 为止。 　　 二、虚拟内存的概念 　　(1)Linux虚拟内存实现机制 　　Linux虚拟内存的实现需要六种机制的支持：地址映射机制、内存分配回收机制、缓存和刷新机制、请求页机制、交换机制、内存共享机制。 　　首先内存管理程序通过映射机制把用户程序的逻辑地址映射到物理地址，在用户程序运行时如果发现程序中要用的虚地址没有对应的物理内存时，就发出了请求页要求;如果有空闲的内存可供分配，就请求分配内存(于是用到了内存的分配和回收)，并把正在使用的物理页记录在缓存中(使用了缓存机制)。 如果没有足够的内存可供分配，那么就调用交换机制，腾出一部分内存。另外在地址映射中要通过TLB(翻译后援存储器)来寻找物理页;交换机制中也要用到交换缓存，并且把物理页内容交换到交换文件中后也要修改页表来映射文件地址。 　　(2)虚拟内存容量设定 　　也许有人告诉你，应该分配2倍于物理内存的虚拟内存，但这是个不固定的规律。如果你的物理保存比较小，可以这样设定。如果你有1G物理内存或更多的话，可以缩小一下虚拟内存。Linux会把大量的内存用做Cache的,但在资源紧张时回收回.。你只要看到swap为0或者很小就可以放心了,因为内存放着不用才是最大的浪费。 　　 三、使甩vmstat命令监视虚拟内存使用情况 　　vmstat是Virtual Meomory Statistics(虚拟内存统计)的缩写，可对操作系统的虚拟内存、进程、CPU活动进行监视。它是对系统的整体情况进行统计，不足之处是无法对某个进程进行深入分析。通常使用vmstat 5 5(表示在5秒时间内进行5次采样)命令测试。将得到一个数据汇总它可以反映真正的系统情况。 　　代码如下: 　　#vmstat 5 5 　　procs -----------memory---------- ---swap-- -----io---- --system-- ----cpu---- 　　r b swpd free buff cache si so bi bo in cs us sy id wa 　　1 0 62792 3460 9116 88092 6 30 189 89 1061 569 17 28 54 2 　　0 0 62792 3400 9124 88092 0 0 0 14 884 434 4 14 81 0 　　0 0 62792 3400 9132 88092 0 0 0 14 877 424 4 15 81 0 　　1 0 62792 3400 9140 88092 0 0 0 14 868 418 6 20 74 0 　　1 0 62792 3400 9148 88092 0 0 0 15 847 400 9 25 67 0 　　vmstat命令输出分成六个部分： 　　(1)进程procs： 　　r：在运行队列中等待的进程数 。 　　b：在等待io的进程数 。 　　(2)内存memoy： 　　swpd：现时可用的交换内存(单位KB)。 　　free：空闲的内存(单位KB)。 　　buff: 缓冲去中的内存数(单位：KB)。 　　cache：被用来做为高速缓存的内存数(单位：KB)。 　　(3) swap交换页面 　　si: 从磁盘交换到内存的交换页数量，单位：KB/秒。 　　so: 从内存交换到磁盘的交换页数量，单位：KB/秒。 　　(4) io块设备: 　　bi: 发送到块设备的块数，单位：块/秒。 　　bo: 从块设备接收到的块数，单位：块/秒。 　　(5)system系统： 　　in: 每秒的中断数，包括时钟中断。 　　cs: 每秒的环境(上下文)切换次数。 　　(6)cpu中央处理器： 　　cs：用户进程使用的时间 。以百分比表示。 　　sy：系统进程使用的时间。 以百分比表示。 　　id：中央处理器的空闲时间 。以百分比表示。 　　如果 r经常大于 4 ，且id经常小于40，表示中央处理器的负荷很重。 如果bi，bo 长期不等于0，表示物理内存容量太小。 　　 四、Linux 服务器的内存泄露和回收内存的方法 　　1、内存泄漏的定义： 　　一般我们常说的内存泄漏是指堆内存的泄漏。堆内存是指程序从堆中分配的，大小任意的(内存块的大小可以在程序运行期决定)，使用完后必须显示释放的内存。应用程序一般使用malloc，realloc，new等函数从堆中分配到一块内存，使用完后，程序必须负责相应的调用free或释放该内存块，否则，这块内存就不能被再次使用，我们就说这块内存泄漏了。 　　2、内存泄露的危害 　　从用户使用程序的角度来看，内存泄漏本身不会产生什么危害，作为一般的用户，根本感觉不到内存泄漏的存在。真正有危害的`是内存泄漏的堆积，这会最终消耗尽系统所有的内存。从这个角度来说，一次性内存泄漏并没有什么危害，因为它不会堆积，而隐式内存泄漏危害性则非常大，因为较之于常发性和偶发性内存泄漏它更难被检测到。存在内存泄漏问题的程序除了会占用更多的内存外，还会使程序的性能急剧下降。对于服务器而言，如果出现这种情况，即使系统不崩溃，也会严重影响使用。 　　3、内存泄露的检测和回收 　　对于内存溢出之类的麻烦可能大家在编写指针比较多的复杂的程序的时候就会遇到。在 Linux 或者 unix 下，C、C++语言是最使用工具。但是我们的 C++ 程序缺乏相应的手段来检测内存信息，而只能使用 top 指令观察进程的动态内存总额。而且程序退出时，我们无法获知任何内存泄漏信息。 　　使用kill命令 　　使用Linux命令回收内存，我们可以使用Ps、Kill两个命令检测内存使用情况和进行回收。在使用超级用户权限时使用命令“Ps”，它会列出所有正在运行的程序名称，和对应的进程号(PID)。Kill命令的工作原理是：向Linux操作系统的内核送出一个系统操作信号和程序的进程号(PID)。 　　应用例子： 　　为了高效率回收内存可以使用命令ps 参数v： 　　代码如下: 　　[root@www ~]# ps v 　　PID TTY STAT TIME MAJFL TRS DRS RSS %MEM COMMAND 　　2542 tty1 Ss+ 0:00 0 8 1627 428 0.1 /sbin/mingetty tty1 　　2543 tty2 Ss+ 0:00 0 8 1631 428 0.1 /sbin/mingetty tty2 　　2547 tty3 Ss+ 0:00 0 8 1631 432 0.1 /sbin/mingetty tty3 　　2548 tty4 Ss+ 0:00 0 8 1627 428 0.1 /sbin/mingetty tty4 　　2574 tty5 Ss+ 0:00 0 8 1631 432 0.1 /sbin/mingetty tty5 　　2587 tty6 Ss+ 0:00 0 8 1627 424 0.1 /sbin/mingetty tty6 　　2657 tty7 Ss+ 1:18 12 1710 29981 7040 3.0 /usr/bin/Xorg :0 -br -a 　　2670 pts/2 Ss 0:01 2 682 6213 1496 0.6 -bash 　　3008 pts/4 Ss 0:00 2 682 6221 1472 0.6 /bin/bash 　　3029 pts/4 S+ 0:00 2 32 1783 548 0.2 ping 192.168.1.12 　　3030 pts/2 R+ 0:00 2 73 5134 768 0.3 ps v 　　然后如果想回收Ping命令的内存的话，使用命令： 　　代码如下: 　　# Kill -9 3029 　　使用工具软件 　　Memprof是一个非常具有吸引力且非常易于使用的软件，它由Red Hat的Owen Talyor创立。这个工具是用于GNOME前端的Boehm-Demers-Weiser垃圾回收器。这个工具直接就可以执行，并且其工作起来无需对源代码进行任何修改。在程序执行时，这个工具会以图形化的方式显示内存的使用情况。 　　相关介绍：Linux 　　严格来讲，Linux这个词本身只表示Linux内核，但人们已经习惯了用Linux来形容整个基于Linux内核，并且使用GNU 工程各种工具和数据库的操作系统。 　　Linux拥有以下特性：类似于Unix的基本思想，支持完全免费与自由传播，完全兼容POSIX1.0标准，支持多用户、多任务、有着良好的界面、支持多种平台。Linux 能运行主要的UNIX工具软件、应用程序和网络协议。它支持32位和64位硬件。Linux继承了Unix以网络为核心的设计思想，是一个性能稳定的多用户网络操作系统。 　　Linux有着许多不同的版本，但它们都使用了Linux内核。Linux可安装在各种计算机硬件设备中，比如手机、平板电脑、路由器、视频游戏控制台、台式计算机、大型机和超级计算机。 　　

F：在free的时候会执行检查。 Z：表示Red Zone的意思。 P：是Poison的意思。 U：会记录slab的使用者信息，如果打开，会会显示分配释放对象的栈回溯。 Redzone overwritten Object padding overwritten Object already free Poison overwritten slab-out-of-bounds user-after-free 测试结果如下： stack-out-of-bounds global-out-of-bounds 测试结果如下：

1、高安全性2、高可用性3、易于维护4、可在任何硬件上运行5、免费6、开源7、易于使用8、超强的定制性9、教育10、支持详情可看这篇文章 nmbk6.com/jyzt/1585.html

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。

Linux 的虚拟内存管理有几个关键概念：1、每个进程都有独立的虚拟地址空间，进程访问的虚拟地址并不是真正的物理地址；2、虚拟地址可通过每个进程上的页表(在每个进程的内核虚拟地址空间)与物理地址进行映射，获得真正物理地址；3、如果虚拟地址对应物理地址不在物理内存中，则产生缺页中断，真正分配物理地址，同时更新进程的页表；如果此时物理内存已耗尽，则根据内存替换算法淘汰部分页面至物理磁盘中。

优化MySQL，你的内存有512m，但是还有130m剩余，但是同时你的SWAP却用了184M， 我的建议是修改mysql配置文件，优化缓存大小和连接数连接方式，优化你的sql语句 我记得mysql好像是有工具可以查看最占用资源的sql语句，找到他，优化他。

好。很好。

ps （英文全拼：process status）命令用于显示当前进程的状态，类似于 windows 的任务管理器。 发现好多npm相关的 查看进程 ps -eo rss,pid,user,command --sort -rss | grep npm sudo kill -9 [pid] 卸载云镜命令 bash /usr/local/qcloud/YunJing/uninst.sh 卸载云监控命令 (barad_agent top中查看到的进程名称) wget -qO- https://raw.githubusercontent.com/littleplus/TencentAgentRemove/master/remove.sh | bash 然后手动kill掉 barad_agent 对应的进程 rm -rf /usr/local/qcloud 清理页面缓存 echo 1 > /proc/sys/vm/drop_caches 清理目录缓存和inodes echo 2 > /proc/sys/vm/drop_caches 清理pagecache、dentries和inodes echo 3 > /proc/sys/vm/drop_caches 清理文件系统缓存和清理僵尸(zombie)对象和它们占用的内存 sync free -h 优化前 优化后 会报错 No space left on device 查看磁盘使用情况使用 df命令 （英文全拼：disk free） 最常用的命令 df -h 使用du命令查看指定的目录或文件所占用的磁盘空间(英文全拼：disk usage) 优化后

cat /proc/cpuinfocat /proc/meminfo

Linux内核具备五大功能，包括进程管理、内存管理、文件系统管理、设备控制和网络管理。1、进程管理Linux内核负责进程创建和销毁，并完成进程之间的通信，以及进程的输入和输出;而且，进程管理控制了多个进程对Soc上的一个或者多个CPU资源的使用。2、内存管理内存资源的使用策略对操作系统性能体现来说，尤为重要。内存在有限的内存资源上，为每一个进程建立了一个虚拟地址空间。内核的不同功能部分与内存管理子系统通过一套函数调用交互，使得通信高效简单。3.文件系统管理Linux操作系统中，几乎任何东西都可以看作为一个文件，内核中大量使用Kobject等结构体，把一堆非结构化的硬件组织成一种多层次的数据系统。另外，Linux支持多个文件系统类型，如EXT4等。4.设备控制几乎任何一个操作系统最终都运行在一个物理平台上，内核中包含访问平台上硬件设备的驱动代码。5.网络功能大部分网络操作不会关联具体的进程，因为数据包的传输是异步事件。应用程序访问数据包之前，内核完成数据包的收集、标识和分发等任务。

我知道4GB内存的电脑，Windows7可以有3.21GB及以上可以用，WindowsXP只有3GB，因为WindowsXP只能识别3G的内存。所以Linux可能识别不了那么多内存，或者用不上。

任务调度 ：抢占式实时内核，即优先级最高的任务优先运行，不论什么时候，只要就绪的任务中有比当前正在执行的任务优先级更高的任务，就暂停当前的任务去执行优先级最高的任务（固定优先级抢占式）。UCOS-II中共有64个任务，分为8组，每8个为一组。 内存管理 ：μC/OS-II提供的内存管理机制是把连续的大块内存按分区来管理，每个分区中包含整数个大小相同的内存块，不同分区的大小可不相同，同一个分区的大小相同。因申请的空间大小固定，故即使是频繁地申请和释放内存也不会产生内存碎片问题，但其缺点是内存的利用率相对不高。 任务调度 ：FreeRTOS内核既支持优先级调度算法，同时支持轮换调度算法。同时，支持用户自定义可剥夺和不可剥夺。当进行任务调度时，调度算法首先进行优先级调度。系统按照优先级从高到低的顺序从就绪任务链表数组中寻找第一个最高就绪优先级，据此实现优先级调度。若此优先级下只有一个就绪任务，则此就绪任务进入运行态；若此优先级下有多个就绪任务，则需采用轮换调度算法实现多任务轮流执行。 内存管理 ：提供5种内存管理机制，分别放置于heap_*.c文件中。 内存管理 ：继承了标准linux的管理方式，但因为缺少MMU（内存管理单元）导致对内存的操作是对真实地址进行，无法做到程序隔离。 任务调度 ：uClinux在结构上继承了标准Linux的多任务实现方式（分实时进程和普通进程采用不同的调度策略、即先来的先服务调度和时间片轮转调度） 进程调度 ：支持两种进程调度，位图调度（一个任务一个优先级）、多队列调度（一个优先级可对应多个任务） 内存管理 ：ecos提供了两种内存池：一种是变长内存池(variable size memory pool)，根据申请的大小进行分配；另一种是定长内存池(fixed size memory pool)，以固定大小的块为单位进行分配。变长内存池使用链表来进行管理，定长内存池使用位图来进行管理。C库函数malloc使用变长内存池实现内存分配，用户可以直接使用C库函数malloc和free管理内存。

Linux操作系统主要由五个基本部分组成：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。

　　linux系统性能怎么优化　　一、前提　　我们可以在文章的开始就列出一个列表，列出可能影响Linux操作系统性能的一些调优参数，但这样做其实并没有什么价值。因为性能调优是一个非常困难的任务，它要求对硬件、操作系统、和应用都有着相当深入的了解。如果性能调优非常简单的话，那些我们要列出的调优参数早就写入硬件的微码或者操作系统中了，我们就没有必要再继续读这篇文章了。正如下图所示，服务器的性能受到很多因素的影响。　　当面对一个使用单独IDE硬盘的，有20000用户的数据库服务器时，即使我们使用数周时间去调整I/O子系统也是徒劳无功的，通常一个新的驱动或者应用程序的一个更新(如SQL优化)却可以使这个服务器的性能得到明显的提升。正如我们前面提到的，不要忘记系统的性能是受多方面因素影响的。理解操作系统管理系统资源的方法将帮助我们在面对问题时更好的判断应该对哪个子系统进行调整。　　二、Linux的CPU调度　　任何计算机的基本功能都十分简单，那就是计算。为了实现计算的功能就必须有一个方法去管理计算资源、处理器和计算任务(也被叫做线程或者进程)。非常感谢Ingo Molnar，他为Linux内核带来了O(1)CPU调度器，区别于旧有的O(n)调度器，新的调度器是动态的，可以支持负载均衡，并以恒定的速度进行操作。　　新调度器的可扩展性非常好，无论进程数量或者处理器数量，并且调度器本身的系统开销更少。新调取器的算法使用两个优先级队列。　　引用　　u30fb活动运行队列　　u30fb过期运行队列　　调度器的一个重要目标是根据优先级权限有效地为进程分配CPU 时间片，当分配完成后它被列在CPU的运行队列中，除了 CPU 的运行队列之外，还有一个过期运行队列。当活动运行队列中的一个任务用光自己的时间片之后，它就被移动到过期运行队列中。在移动过程中，会对其时间片重新进行计算。如果活动运行队列中已经没有某个给定优先级的任务了，那么指向活动运行队列和过期运行队列的指针就会交换，这样就可以让过期优先级列表变成活动优先级的列表。通常交互式进程(相对与实时进程而言)都有一个较高的优先级，它占有更长的时间片，比低优先级的进程获得更多的计算时间，但通过调度器自身的调整并不会使低优先级的进程完全被饿死。新调度器的优势是显著的改变Linux内核的可扩展性，使新内核可以更好的处理一些有大量进程、大量处理器组成的企业级应用。新的O(1)调度器包含仔2.6内核中，但是也向下兼容2.4内核。　　新调度器另外一个重要的优势是体现在对NUMA(non-uniform memory architecture)和SMP(symmetric multithreading processors)的支持上，例如INTEL@的超线程技术。　　改进的NUMA支持保证了负载均衡不会发生在CECs或者NUMA节点之间，除非发生一个节点的超出负载限度。　　三、Linux的内存架构　　今天我们面对选择32位操作系统还是64位操作系统的情况。对企业级用户它们之间最大的区别是64位操作系统可以支持大于4GB的内存寻址。从性能角度来讲，我们需要了解32位和64位操作系统都是如何进行物理内存和虚拟内存的映射的。　　在上面图示中我们可以看到64位和32位Linux内核在寻址上有着显著的不同。　　在32位架构中，比如IA-32，Linux内核可以直接寻址的范围只有物理内存的第一个GB(如果去掉保留部分还剩下896MB)，访问内存必须被映射到这小于1GB的所谓ZONE_NORMAL空间中，这个操作是由应用程序完成的。但是分配在ZONE_HIGHMEM中的内存页将导致性能的降低。　　在另一方面，64位架构比如x86-64(也称作EM64T或者AMD64)。ZONE_NORMAL空间将扩展到64GB或者128GB(实际上可以更多，但是这个数值受到操作系统本身支持内存容量的限制)。正如我们看到的，使用64位操作系统我们排除了因ZONE_HIGHMEM部分内存对性能的影响的情况。　　实际中，在32位架构下，由于上面所描述的内存寻址问题，对于大内存，高负载应用，会导致死机或严重缓慢等问题。虽然使用hugemen核心可缓解，但采取x86_64架构是最佳的解决办法。　　四、虚拟内存管理　　因为操作系统将内存都映射为虚拟内存，所以操作系统的物理内存结构对用户和应用来说通常都是不可见的。如果想要理解Linux系统内存的调优，我们必须了解Linux的虚拟内存机制。应用程序并不分配物理内存，而是向Linux内核请求一部分映射为虚拟内存的内存空间。如下图所示虚拟内存并不一定是映射物理内存中的空间，如果应用程序有一个大容量的请求，也可能会被映射到在磁盘子系统中的swap空间中。　　另外要提到的是，通常应用程序不直接将数据写到磁盘子系统中，而是写入缓存和缓冲区中。Bdflush守护进程将定时将缓存或者缓冲区中的数据写到硬盘上。　　Linux内核处理数据写入磁盘子系统和管理磁盘缓存是紧密联系在一起的。相对于其他的操作系统都是在内存中分配指定的一部分作为磁盘缓存，Linux处理内存更加有效，默认情况下虚拟内存管理器分配所有可用内存空间作为磁盘缓存，这就是为什么有时我们观察一个配置有数G内存的Linux系统可用内存只有20MB的原因。　　同时Linux使用swap空间的机制也是相当高效率的，如上图所示虚拟内存空间是由物理内存和磁盘子系统中的swap空间共同组成的。如果虚拟内存管理器发现一个已经分配完成的内存分页已经长时间没有被调用，它将把这部分内存分页移到swap空间中。经常我们会发现一些守护进程，比如getty，会随系统启动但是却很少会被应用到。这时为了释放昂贵的主内存资源，系统会将这部分内存分页移动到swap空间中。上述就是Linux使用swap空间的机制，当swap分区使用超过50%时，并不意味着物理内存的使用已经达到瓶颈了，swap空间只是Linux内核更好的使用系统资源的一种方法。　　简单理解：Swap usage只表示了Linux管理内存的有效性。对识别内存瓶颈来说，Swap In/Out才是一个比较又意义的依据，如果Swap In/Out的值长期保持在每秒200到300个页面通常就表示系统可能存在内存的瓶颈。下面的事例是好的状态：　　引用　　# vmstat　　procs ———–memory————- —swap– —–io—- –system– —-cpu—-　　r b swpd free buff cache si so bi bo in cs us sy id wa　　1 0 5696 6904 28192 50496 0 0 88 117 61 29 11 8 80 1　　五、模块化的I/O调度器　　就象我们知道的Linux2.6内核为我们带来了很多新的特性，这其中就包括了新的I/O调度机制。旧的2.4内核使用一个单一的I/O调度器，2.6 内核为我们提供了四个可选择的I/O调度器。因为Linux系统应用在很广阔的范围里，不同的应用对I/O设备和负载的要求都不相同，例如一个笔记本电脑和一个10000用户的数据库服务器对I/O的要求肯定有着很大的区别。　　引用　　(1).Anticipatory　　anticipatory I/O调度器创建假设一个块设备只有一个物理的查找磁头(例如一个单独的SATA硬盘)，正如anticipatory调度器名字一样，anticipatory调度器使用“anticipatory”的算法写入硬盘一个比较大的数据流代替写入多个随机的小的数据流，这样有可能导致写 I/O操作的一些延时。这个调度器适用于通常的一些应用，比如大部分的个人电脑。　　(2).Complete Fair Queuing (CFQ)　　Complete Fair Queuing(CFQ)调度器是Red Flag DC Server 5使用的标准算法。CFQ调度器使用QoS策略为系统内的所有任务分配相同的带宽。CFQ调度器适用于有大量计算进程的多用户系统。它试图避免进程被饿死和实现了比较低的延迟。　　(3).Deadline　　deadline调度器是使用deadline算法的轮询的调度器，提供对I/O子系统接近实时的操作，deadline调度器提供了很小的延迟和维持一个很好的磁盘吞吐量。如果使用deadline算法请确保进程资源分配不会出现问题。　　(4).NOOP　　NOOP调度器是一个简化的调度程序它只作最基本的合并与排序。与桌面系统的关系不是很大，主要用在一些特殊的软件与硬件环境下，这些软件与硬件一般都拥有自己的调度机制对内核支持的要求很小，这很适合一些嵌入式系统环境。作为桌面用户我们一般不会选择它。　　六、网络子系统　　新的网络中断缓和(NAPI)对网络子系统带来了改变，提高了大流量网络的性能。Linux内核在处理网络堆栈时，相比降低系统占用率和高吞吐量更关注可靠性和低延迟。所以在某些情况下，Linux建立一个防火墙或者文件、打印、数据库等企业级应用的性能可能会低于相同配置的Windows服务器。　　在传统的处理网络封包的方式中，如下图蓝色箭头所描述的，一个以太网封包到达网卡接口后，如果MAC地址相符合会被送到网卡的缓冲区中。网卡然后将封包移到操作系统内核的网络缓冲区中并且对CPU发出一个硬中断，CPU会处理这个封包到相应的网络堆栈中，可能是一个TCP端口或者Apache应用中。　　这是一个处理网络封包的简单的流程，但从中我们可以看到这个处理方式的缺点。正如我们看到的，每次适合网络封包到达网络接口都将对CPU发出一个硬中断信号，中断CPU正在处理的其他任务，导致切换动作和对CPU缓存的操作。你可能认为当只有少量的网络封包到达网卡的情况下这并不是个问题，但是千兆网络和现代的应用将带来每秒钟成千上万的网络数据，这就有可能对性能造成不良的影响。　　正是因为这个情况，NAPI在处理网络通讯的时候引入了计数机制。对第一个封包，NAPI以传统的方式进行处理，但是对后面的封包，网卡引入了POLL 的轮询机制：如果一个封包在网卡DMA环的缓存中，就不再为这个封包申请新的中断，直到最后一个封包被处理或者缓冲区被耗尽。这样就有效的减少了因为过多的中断CPU对系统性能的影响。同时，NAPI通过创建可以被多处理器执行的软中断改善了系统的可扩展性。NAPI将为大量的企业级多处理器平台带来帮助，它要求一个启用NAPI的驱动程序。在今天很多驱动程序默认没有启用NAPI，这就为我们调优网络子系统的性能提供了更广阔的空间。　　七、理解Linux调优参数　　因为Linux是一个开源操作系统，所以又大量可用的性能监测工具。对这些工具的选择取决于你的个人喜好和对数据细节的要求。所有的性能监测工具都是按照同样的规则来工作的，所以无论你使用哪种监测工具都需要理解这些参数。下面列出了一些重要的参数，有效的理解它们是很有用处的。　　(1)处理器参数　　引用　　u30fbCPU utilization　　这是一个很简单的参数，它直观的描述了每个CPU的利用率。在xSeries架构中，如果CPU的利用率长时间的超过80%，就可能是出现了处理器的瓶颈。　　u30fbRunable processes　　这个值描述了正在准备被执行的进程，在一个持续时间里这个值不应该超过物理CPU数量的10倍，否则CPU方面就可能存在瓶颈。　　u30fbBlocked　　描述了那些因为等待I/O操作结束而不能被执行的进程，Blocked可能指出你正面临I/O瓶颈。　　u30fbUser time　　描述了处理用户进程的百分比，包括nice time。如果User time的值很高，说明系统性能用在处理实际的工作。　　u30fbSystem time　　描述了CPU花费在处理内核操作包括IRQ和软件中断上面的百分比。如果system time很高说明系统可能存在网络或者驱动堆栈方面的瓶颈。一个系统通常只花费很少的时间去处理内核的操作。　　u30fbIdle time　　描述了CPU空闲的百分比。　　u30fbNice time　　描述了CPU花费在处理re-nicing进程的百分比。　　u30fbContext switch　　系统中线程之间进行交换的数量。　　u30fbWaiting　　CPU花费在等待I/O操作上的总时间，与blocked相似，一个系统不应该花费太多的时间在等待I/O操作上，否则你应该进一步检测I/O子系统是否存在瓶颈。　　u30fbInterrupts　　Interrupts 值包括硬Interrupts和软Interrupts，硬Interrupts会对系统性能带来更多的不利影响。高的Interrupts值指出系统可能存在一个软件的瓶颈，可能是内核或者驱动程序。注意Interrupts值中包括CPU时钟导致的中断(现代的xServer系统每秒1000个 Interrupts值)。　　(2)内存参数　　引用　　u30fbFree memory　　相比其他操作系统，Linux空闲内存的值不应该做为一个性能参考的重要指标，因为就像我们之前提到过的，Linux内核会分配大量没有被使用的内存作为文件系统的缓存，所以这个值通常都比较小。　　u30fbSwap usage　　这 个值描述了已经被使用的swap空间。Swap usage只表示了Linux管理内存的有效性。对识别内存瓶颈来说，Swap In/Out才是一个比较又意义的依据，如果Swap In/Out的值长期保持在每秒200到300个页面通常就表示系统可能存在内存的瓶颈。　　u30fbBuffer and cache　　这个值描述了为文件系统和块设备分配的缓存。在Red Flag DC Server 5版本中,你可以通过修改/proc/sys/vm中的page_cache_tuning来调整空闲内存中作为缓存的数量。　　u30fbSlabs　　描述了内核使用的内存空间，注意内核的页面是不能被交换到磁盘上的。　　u30fbActive versus inactive memory　　提供了关于系统内存的active内存信息，Inactive内存是被kswapd守护进程交换到磁盘上的空间。　　(3)网络参数　　引用　　u30fbPackets received and sent　　这个参数表示了一个指定网卡接收和发送的数据包的数量。　　u30fbBytes received and sent　　这个参数表示了一个指定网卡接收和发送的数据包的字节数。　　u30fbCollisions per second　　这个值提供了发生在指定网卡上的网络冲突的数量。持续的出现这个值代表在网络架构上出现了瓶颈，而不是在服务器端出现的问题。在正常配置的网络中冲突是非常少见的，除非用户的网络环境都是由hub组成。　　u30fbPackets dropped　　这个值表示了被内核丢掉的数据包数量，可能是因为防火墙或者是网络缓存的缺乏。　　u30fbOverruns　　Overruns表达了超出网络接口缓存的次数，这个参数应该和packets dropped值联系到一起来判断是否存在在网络缓存或者网络队列过长方面的瓶颈。　　u30fbErrors 这个值记录了标志为失败的帧的数量。这个可能由错误的网络配置或者部分网线损坏导致，在铜口千兆以太网环境中部分网线的损害是影响性能的一个重要因素。　　(4)块设备参数　　引用　　u30fbIowait　　CPU等待I/O操作所花费的时间。这个值持续很高通常可能是I/O瓶颈所导致的。　　u30fbAverage queue length　　I/O请求的数量，通常一个磁盘队列值为2到3为最佳情况，更高的值说明系统可能存在I/O瓶颈。　　u30fbAverage wait　　响应一个I/O操作的平均时间。Average wait包括实际I/O操作的时间和在I/O队列里等待的时间。　　u30fbTransfers per second　　描述每秒执行多少次I/O操作(包括读和写)。Transfers per second的值与kBytes per second结合起来可以帮助你估计系统的平均传输块大小，这个传输块大小通常和磁盘子系统的条带化大小相符合可以获得最好的性能。　　u30fbBlocks read/write per second　　这个值表达了每秒读写的blocks数量，在2.6内核中blocks是1024bytes，在早些的内核版本中blocks可以是不同的大小，从512bytes到4kb。　　u30fbKilobytes per second read/write　　按照kb为单位表示读写块设备的实际数据的数量。

Linux操作系统主要由五个基本部分组成：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。

在系统维护的过程中，随时可能有需要查看 CPU 使用率，并根据相应信息分析系统状况的需要。在 CentOS 中，可以通过 top 命令来查看 CPU 使用状况。运行 top 命令后，CPU 使用状态会以全屏的方式显示，并且会处在对话的模式 -- 用基于 top 的命令，可以控制显示方式等等。退出 top 的命令为 q （在 top 运行中敲 q 键一次）。top命令是Linux下常用的性能分析工具，能够实时显示系统中各个进程的资源占用状况，类似于Windows的任务管理器　　可以直接使用top命令后，查看%MEM的内容。可以选择按进程查看或者按用户查看，如想查看oracle用户的进程内存使用情况的话可以使用如下的命令：　　$ top -u oracle

三年之后，终成现实。.net开源并且，未来支持Linux和Mac OS X

嵌入式系统所用到的内存管理机制主要有以下两种：1、虚拟内存管理机制：有一些嵌入式处理器提供了MMU，在MMU具备内存地址映射和寻址功能，它使操作系统的内存管理更加方便。如果存在MMU ，操作系统会使用它完成从虚拟地址到物理地址的转换， 所有的应用程序只需要使用虚拟地址寻址数据。 这种使用虚拟地址寻址整个系统的主存和辅存的方式在现代操作系统中被称为虚拟内存。MMU 便是实现虚拟内存的必要条件。虚拟内存的管理方法使系统既可以运行体积比物理内存还要大的应用程序，也可以实现“按需调页”策略，既满足了程序的运行速度，又节约了物理内存空间。 在Linux系统中，虚拟内存机制的实现实现为我们提供了一个典型的例子：在不同的体系结构下， 使用了三级或者两级页式管理，利用MMU 完成从虚拟地址到物理地址之间的转换。基于虚拟内存管理的内存最大好处是：由于不同进程有自己单独的进程空间，十分有效的提高了系统可靠性和安全性。2、非虚拟内存管理机制：在实时性要求比较高的情况下，很多嵌入式系统并不需要虚拟内存机制：因为虚拟内存机制会导致不确定性的 I/O阻塞时间， 使得程序运行时间不可预期，这是实时嵌入式系统的致命缺陷；另外，从嵌入式处理器的成本考虑，大多采用不装配MMU 的嵌入式微处理器。所以大多嵌入式系统采用的是实存储器管理策略。因而对于内存的访问是直接的，它对地址的访问不需要经过MMU，而是直接送到地址线上输出，所有程序中访问的地址都是实际的物理地址；而且，大多数嵌入式操作系统对内存空间没有保护，各个进程实际上共享一个运行空间。一个进程在执行前，系统必须为它分配足够的连续地址空间，然后全部载入主存储器的连续空间。由此可见，嵌入式系统的开发人员不得不参与系统的内存管理。从编译内核开始，开发人员必须告诉系统这块开发板到底拥有多少内存；在开发应用程序时，必须考虑内存的分配情况并关注应用程序需要运行空间的大小。另外，由于采用实存储器管理策略，用户程序同内核以及其它用户程序在一个地址空间，程序开发时要保证不侵犯其它程序的地址空间，以使得程序不至于破坏系统的正常工作，或导致其它程序的运行异常；因而，嵌入式系统的开发人员对软件中的一些内存操作要格外小心。UCOS就是使用非虚拟内存管理的一个例子，在UCOS中，所有的任务共享所有的物理内存，任务之间没有内存保护机制，这样能够提高系统的相应时间，但是任务内存操作不当，会引起系统崩溃。段式存储管理和页式存储管理的本质区别：页式存储管理中的逻辑地址有页号和业内地址两部分组成，但作业仍然使用连续的逻辑地址，可把它看作是一维的（线性的）地址结构。用户没有分页的概念，操作系统把作业信息装入主存时才按照块长进行分页。段式存储管理中的逻辑地址有段号和段内地址两部分组成。他支持用户的分段，每段内的逻辑地址是连续的，而段与段之间的逻辑地址是不连续的。因此段式存储管理中的逻辑地址实际上是采用了二维的地址结构。

linux内核5.10与3.18区别在于：虚拟内存管理、硬件支持、内存使用效率、安全性、文件系统等方面。1、虚拟内存管理：内核5.10中引入了新的虚拟内存管理架构（VMA），作为基于原有MemoryManagementUnit（MMU）硬件架构之上的新形式，VMA在对内存的分配、管理以及释放等操作上更加稳定和高效，从而提升Linux系统的性能和稳定性。2、硬件支持：内核5.10支持Intel、AMD、ARM、RISC-V等多种芯片架构，以及最新的HardwareSecurityModule（HSM）硬件加密模块等高级硬件功能，旨在提供更好的系统安全保障和性能优化。3、内存使用效率：内核5.10引入了内存压缩功能和内存大页（MemoryHugePage）支持等新特性，以减少内存的使用量，提升内存使用效率和性能。这些特性在大规模数据中心应用中更为常见，但在嵌入式和移动设备等资源受限环境下也同样有用。4、安全性：内核5.10中对安全有很多改进，例如内核固化（kernelhardening）、内核数据加密（kerneldataencryption）、内核保护（kernellockdown）等安全特性，旨在提升Linux系统的安全性和可信性。5、文件系统：内核5.10增加了对F2FS（Flash-FriendlyFileSystem）和ExFAT等新型文件系统的支持，适合SSD设备和存储容量较大的文件系统。Linux内核5.10相比3.18拥有更加全面和先进的功能特性，并且在性能优化、安全性和硬件支持上也有很多的改进。在使用和开发Linux系统时，选用适合的内核版本可以帮助提高系统的性能和稳定性，根据需求选择不同版本的内核也是很重要的。

Android清理内存时候，它不会直接关掉App，而是筛选出其中的一些无用对象，率先把它们关闭掉，从而释放部分内存。但只要你不手动关，这些后台程序都不会自动消失。所以就算你今天上午在微信和朋友聊天，晚上再从后台调出微信，画面也肯定还停留在那时候iOS会无差别地关掉老应用，这意味着如果你正在玩一个大型游戏，那么可能微信、微博、QQ这些软件就全都被自动强行关掉了。你若想切换回这些软件，就要经历一个相当闹心的启动过程。另外一个比较闹心的场景就是你在Safari浏览器里开了N个标签，1GB运存承受不住那么多的内容，于是非常自觉地把最老的几个网页给挂起了。如果那几个页面刚好是你填了一半的付款界面或者是写了一半的文章，那么就全没了

用一下elementary tweak吧，但是我没用过这软件，只是听说过，另外linux下优化软件很少，基本不需要优化

看看往年的真题，就知道题型了。这种考试，题型基本不变，每年只是题目内容有变化。考试范围，教材中各个章节中所占题型的比例也基本差不多。参加这种考试，看往年真题最重要。

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。

这个很笼统，也可以很具体。看下我空间吧，有视频。

linux内存管理建立在基本的分页机制基础上，在linux内核中RAM的某些部分将会永久的分配给内核，并用来存放内核代码以及静态内核数据结构。RAM的其余部分称为动态内存，这不仅是进程所需的宝贵资源，也是内核本身所需的宝贵资源。实际上，整个系统的性能取决于如何有效地管理动态内存。因此，现在所有多任务操作系统都在经历优化对动态内存的使用，也就是说，尽可能做到当要时分配，不需要时释放。 内存管理是os中最复杂的管理机制之一。linux中采用了很多有效的管理方法，包括页表管理、高端内存（临时映射区、固定映射区、永久映射区、非连续内存区）管理、为减小外部碎片的伙伴系统、为减小内部碎片的slab机制、伙伴系统未建立之前的页面分配制度以及紧急内存管理等等。 linux使用于广泛的体系结构，因此需要用一种与体系结构无关的方式来描述内存。linux用VM描述和管理内存。在VM中使用的普遍概念就是非一致内存访问。对于大型机器而言，内存会分成许多簇，依据簇与处理器“距离”的不同，访问不同的簇会有不同的代价。每个簇都被认为是一个节点（pg_data_t)，每个节点被分成很多的称为管理区（zone)的块，用于表示内存中的某个范围。zone的类型除了ZONE_DMA,ZONE_NORMAL,ZONE_HIGHMEM以外，从linux2.6.32开始引入了ZONE_MOVABLE，用于适应大块连续内存的分配。每个物理页面由一个page结构体描述，所有的页结构都存储在一个全局的mem_map数组中（非平板模式），该数组通常存放在ZONE_NORMAL内存区域的首部，或者就在内存系统中为装入内核映像而预留的区域之后。

Linux操作系统有4个部分：内核、shell、文件系统和应用程序。其中，内核、shell和文件系统一起形成了基本的操作系统结构，因此用户可以运行程序、管理文件并使用系统。1、Linux内核内核是操作系统的核心，具有很多最基本的功能，负责管理系统的进程、内存、设备驱动程序、文件和网络系统，决定着系统的性能和稳定性。2、内存管理对任何一台计算机而言，其内存以及其它资源都是有限的。为了让有限的物理内存满足应用程序对内存的大需求量，Linux采用了称为“虚拟内存”的内存管理方式。Linux将内存划分为容易处理的“内存页”(对于大部分体系结构来说都是4KB)。Linux包括了管理可用内存的方式，以及物理和虚拟映射所使用的硬件机制。不过内存管理要管理的可不止4KB缓冲区。Linux提供了对4KB缓冲区的抽象，例如slab分配器。这种内存管理模式使用4KB缓冲区为基数，然后从中分配结构，并跟踪内存页使用情况，比如哪些内存页是满的，哪些页面没有完全使用，哪些页面为空。这样就允许该模式根据系统需要来动态调整内存使用。为了支持多个用户使用内存，有时会出现可用内存被消耗光的情况。由于这个原因，页面可以移出内存并放入磁盘中。这个过程称为交换，因为页面会被从内存交换到硬盘上。内存管理的源代码可以在./linux/mm中找到。3、进程管理进程实际是某特定应用程序的一个运行实体。在Linux系统中，能够同时运行多个进程，Linux通过在短的时间间隔内轮流运行这些进程而实现“多任务”。这一短的时间间隔称为“时间片”，让进程轮流运行的方法称为“进程调度”，完成调度的程序称为调度程序。进程调度控制进程对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。4、文件系统和DOS等操作系统不同，Linux操作系统中单独的文件系统并不是由驱动器号或驱动器名称(如A: 或C:等)来标识的。相反，和UNIX操作系统一样，Linux操作系统将独立的文件系统组合成了一个层次化的树形结构，并且由一个单独的实体代表这一文件系统。Linux将新的文件系统通过一个称为“挂装”或“挂上”的操作将其挂装到某个目录上，从而让不同的文件系统结合成为一个整体。Linux操作系统的一个重要特点是它支持许多不同类型的文件系统。Linux中最普遍使用的文件系统是Ext2，它也是Linux土生土长的文件系统。但Linux也能够支持FAT、VFAT、FAT32、MINIX等不同类型的文件系统，从而可以方便地和其它操作系统交换数据。由于Linux支持许多不同的文件系统，并且将它们组织成了一个统一的虚拟文件系统。

理解什么是swap分区Swap是Linux下的虚拟内存分区，他的主要作用是在物理内存不够用的时候，就需要将物理内存中的一部分空间释放出来，让当前的程序来使用，这些内存释放出来的空间没有什么操作的程序，这些释放的内存将被保存到swap空间中，等到这写程序在运行的时候，再从swap虚拟空间来读取这些程序给内存来使用。这样中是在系统内存不够用的时候，进行交换。在针对Linux web服务器的时候，调整swap能提高系统很大的性能。现在操作系统都突破了物理内存的限制，让程序可以操作大于物理内存的空间，虚拟内存想防火墙一样，让每个进程不受其他程序的干扰。我们需要注意的是不是所以的物理内存数据都会被交换到swap中的，要是所有的内存都放在swap中肯的是不可能的，所以有一部分直接交换到文件系统。当这文件读取的时候，直接从文件系统调用不从swap调用程序文件。早期的时候经常看见说swap不能超过128M，现在我们的服务器一般不存在这种问题最大可以swap到2048M的.swap空间文件的结构是分页的每一页的大小和内存页的大小是一样的，这样的好处是方便swap空间和内存之间的交换，旧版本的Linux实现Swap空间时，用Swap空间的第一页作为所有Swap空间页的一个“位映射”。这就是说第一页的每一位，都对应着一页Swap空间。如果这一位是1，表示此页Swap可用；如果是0，表示此页是坏块，不能使用。这么说来，第一个Swap映射位应该是0，因为，第一页Swap是映射页。所以取消了Linux映射的方法。一般创建swap有两种方法第一种方法是在创建系统的时候添加swap分区还有一种是在系统创建完之后再创建swap分区，或者创建临时的swap。我们需要注意的是，在创建系统的时候我们没有swap分区也是能正常安装部署系统的，只是当系统文件调用swa文件的的时候会发生错误，所以我们需要swap不是没有swap不一定能启动起来系统。查看当前swap资源的使用情况：Swapon –s free –m下面我们来通过两个实例来完成一、 们的swap分区不够用的时候我们怎么来创建swap分区1、 要确定有足够的硬盘，在这里我们新添加一个硬盘2、 创建硬盘然后直接硬盘的分区；3、 查看交换分区现在有的交换分区的情况4、 格式化我们新增加的硬盘然后在激活我们创建的swap分区

部分内容出至林学森的Android内核设计思想。 Android官网内存管理 部分出至 https://www.jianshu.com/p/94d1cd553c44 Android本质是Linux所以先从Linux说起。 Linux的内存管理为系统中所有的task提供可靠的内存分配、释放和保护机制。 核心： 虚拟内存 内存分配与释放 内存保护 将外存储器的部分空间作为内存的扩展，如从硬盘划出4GB大小。 当内存资源不足时，系统按照一定算法自动条形优先级低的数据块，并把他们存储到硬盘中。 后续如果需要用到硬盘中的这些数据块，系统将产生“缺页”指令，然后把他们交换回内存中。 这些都是由操作系统内核自动完成的，对上层应用”完全透明“。 每个进程的逻辑地址和物理地址都不是直接对应的，任何进程都没办法访问到它管辖范围外的内存空间——即刻意产生的内存越界与非法访问，操作系统也会马上阻止并强行关闭程序，从而有力的保障应用程序和操作系统的安全和稳定。 一旦发现系统的可用内存达到临界值，机会按照优先级顺序，匆匆低到高逐步杀掉进程，回收内存。 存储位置：/proc/<PID>/oom_score 优先级策略： 进程消耗的内存 进程占用的CPU时间 oom_adj（OOM权重） Android平台运行的前提是可用内存是浪费的内存。它试图在任何时候使用所有可用的内存。例如，系统会在APP关闭后将其保存在内存中，以便用户可以快速切换回它们。出于这个原因，Android设备通常运行时只有很少的空闲内存。在重要系统进程和许多用户应用程序之间正确分配内存内对存管理是至关重要。 Android有两种主要的机制来处理低内存的情况：内核交换守护进程(kernel swap daemon)和低内存杀手(low-memory killer)。 当用户在APP之间切换时，Android会在最近使用的（LRU）缓存中保留不在前台的APP，即用户看不到的APP，或运行类似音乐播放的前台服务。如果用户稍后返回APP，系统将重用该进程，从而使APP切换更快。 如果你的APP有一个缓存进程，并且它保留了当前不需要的内存，那么即使用户不使用它，你的APP也会影响系统的整体性能。由于系统内存不足，它会从最近使用最少的进程开始杀死LRU缓存中的进程。该系统还负责处理占用最多内存的进程，并可以终止这些进程以释放RAM。 当系统开始终止LRU缓存中的进程时，它主要是自底向上工作的。系统还考虑哪些进程消耗更多的内存，从而在终止时为系统提供更多的内存增益。你在LRU列表中消耗的内存越少，你就越有可能留在列表中并能够快速恢复。 为了满足RAM的所有需求，Android尝试共享RAM来跨进程通信。它可以做到以下方式： Android设备包含三种不同类型的内存：RAM、zRAM和storage。 注意：CPU和GPU都访问同一个RAM。 内存被拆分成页。通常每页有4KB的内存。 页面被认为是空闲的或已使用的。 空闲页是未使用的RAM。 已使用页是系统正在积极使用的RAM，分为以下类别： 干净的页面(Clean pages)包含一个文件（或文件的一部分）的一份精确副本存在存储器上。当一个干净的页面不再包含一个精确的文件副本（例如，来自应用程序操作的结果）时，它就变成了脏页。可以删除干净的页，因为它们始终可以使用存储中的数据重新生成；不能删除脏页(Dirty pages)，否则数据将丢失。 内核跟踪系统中的所有内存页。 当确定一个应用程序正在使用多少内存时，系统必须考虑shared pages。APP访问相同的服务或库将可能共享内存页。例如，Google Play Services 和一个游戏APP可能共享一个位置服务。这使得很难确定有多少内存属于这个服务相对于每个APP。 当操作系统想要知道所有进程使用了多少内存时，PSS非常有用，因为页面不会被多次计数。PSS需要很长时间来计算，因为系统需要确定哪些页面是共享的，以及被有多少进程。RSS不区分共享页面和非共享页面（使计算速度更快），更适合于跟踪内存分配的更改。 内核交换守护进程（kswapd）是Linux内核的一部分，它将使用过的内存转换为空闲内存。当设备上的空闲内存不足时，守护进程将变为活动状态。Linux内核保持低和高的可用内存阈值。当空闲内存低于低阈值时，kswapd开始回收内存。当空闲内存达到高阈值，kswapd将停止回收内存。 kswapd可以通过删除干净的页面来回收干净的页面，因为它们有存储器支持并且没有被修改。如果进程试图寻址已删除的干净页，则系统会将该页从存储器复制到RAM。此操作称为请求分页。 kswapd将缓存的私有脏页(private dirty pages)和匿名脏页(anonymous dirty pages)移动到zRAM进行压缩。这样做可以释放RAM中的可用内存（空闲页）。如果进程试图触摸zRAM中脏页，则该页将被解压缩并移回RAM。如果与压缩页关联的进程被终止，则该页将从zRAM中删除。 如果可用内存量低于某个阈值，系统将开始终止进程。 lmkd实现源码要在system/core/lmkd/lmkd.c。 lmkd会创建名为lmkd的socket，节点位于/dev/socket/lmkd，该socket用于跟上层framework交互。 小结： LMK_TARGET： AMS.updateConfiguration() 的过程中调用 updateOomLevels() 方法, 分别向/sys/module/lowmemorykiller/parameters目录下的minfree和adj节点写入相应信息； LMK_PROCPRIO： AMS.applyOomAdjLocked() 的过程中调用 setOomAdj() 向/proc/<pid>/oom_score_adj写入oom_score_adj后直接返回； LMK_PROCREMOVE： AMS.handleAppDiedLocked 或者 AMS.cleanUpApplicationRecordLocked() 的过程,调用remove(),目前不做任何事,直接返回； 为了进一步帮助平衡系统内存并避免终止APP进程，可以Activity类中实现ComponentCallbacks2接口。提供的onTrimMemory()回调方法允许APP在前台或后台侦听与内存相关的事件，然后释放对象以响应应用程序生命周期或表明系统需要回收内存的系统事件。 onTrimMemory()回调是在Android 4.0（API级别14）中添加的。 对于早期版本，可以使用onLowMemory()，它大致相当于TRIM_MEMORY_COMPLETE事件。 一个专门的驱动。(Linux Kernel 4.12 已移除交给kswapd处理)。 很多时候，kswapd无法为系统释放足够的内存。在这种情况下，系统使用onTrimMemory()通知APP内存不足，应该减少其分配。如果这还不够，内核将开始终止进程以释放内存，它使用低内存杀手（LMK）来完成这个任务。 为了决定要终止哪个进程，LMK使用一个名为oom_adj_score的“out of memory”分数来确定运行进程的优先级，高分的进程首先被终止。 后台应用程序首先被终止，系统进程最后被终止。 下表列出了从高到低的LMK评分类别。第一排得分最高的项目将首先被杀死： Android Runtime（ART）和Dalvik虚拟机使用分页（Paging）和内存映射（mmapping）来管理内存。应用程序通过分配新对象或触摸已映射页面来修改内存都将保留在RAM中，并且不能被调出。应用程序释放内存的唯一方式是垃圾收集器。

Linux操作系统由内核和用户空间组成，内核负责底层管理和硬件资源访问，而用户空间则提供用户界面和各种应用程序，以便用户与操作系统进行交互和执行任务。

但为什么要将访问高端内存（如物理内存的1G-4G部分）也搞的那么复杂，直接用mem_map数组中管理不就行了吗？有必要先映射到内核空间再映射到用空间吗？

可访问存储器的空间大小

这个阀门怎么

rlxlinux是一个操作系统。或者说是一个操作系统最底层的核心，这个核心可以管理整个计算机的硬件，使计算机的硬件完整的运作起来并等待使用者输入指令最早的linux是有Torwalds在1991年写出来的，它秉承了Unix的良好传统稳定性高多人多任务的环境设计优良。rlxlinux的特点免费开源Linux是一款完全免费的操作系统，任何人都可以从网络上下载到它的源代码，并可以根据自己的需求进行定制化的开发，而且没有版权限制模块化程度高Linux的内核设计分成进程管理内存管理进程间通信虚拟文件系统网络5部分。其采用的模块机制使得用户可以根据实际需要，在内核中插入或移走模块这使得内核可以被高度的剪裁定制以方便在不同的场景下使用，Linux系统广泛的硬件支持得益于其免费开源的特点，有大批程序员不断地向Linux社区提供代码。

二、块buffer缓冲区0、整体来说，Linux 文件缓冲区分为page cache和buffer cache，每一个 page cache 包含若干 buffer cache。》 内存管理系统和 VFS 只与 page cache 交互，内存管理系统负责维护每项 page cache 的分配和回收，同时在使用“内存映射”方式访问时负责建立映射。》 VFS 负责 page cache 与用户空间的数据交换。》 而具体文件系统则一般只与 buffer cache 交互，它们负责在存储设备和 buffer cache 之间交换数据，具体的文件系统直接操作的就是disk部分，而具体的怎么被包装被用户使用是VFS的责任(VFS将buffer cache包装成page给用户)。》 每一个page有N个buffer cache，struct buffer_head结构体中一个字段b_this_page就是将一个page中的buffer cache连接起来的结构 看一下这个结构：/include/linux/mm.h，对于struct buffer_head下面再看。 看到下面167行代码就懂

本文参考《Mac OS X and iOS Internals: To the Apple"s Core》 by Jonathan Levin 文章内容主要是阅读这本书的读书笔记，建议读者掌握《操作系统》，了解现代操作系统的技术特点，再阅读本文可以事半功倍。 虽然iOS系统内核使用极简的微内核架构，但内容依然十分庞大，所以会分 系统架构 、 进程调度 、 内存管理 和 文件系统 四个部分进行阐述。 操作系统管理所有的硬件资源，操作系统内核管理最核心的资源CPU和内存。上一篇阐述了Mach通过进程管理CPU，本文主要阐述XNU和Mach如何高效的管理内存 按照传统，栈一般都是保存自动变量，正常情况栈由系统管理，但是在iOS中某些情况下，程序员也可以选择用栈来动态分配内存，方法是使用鲜为人知的alloca( ) 这个函数的原型和malloc( )是一样的，区别在于这个函数返回的指针是栈上的地址而不是堆中的地址。 从实现角度，alloca( )从两方面优于malloc( ) 堆是由C语言运行时维护的用户态数据结构，通过堆的使用，程序可以不用直接在页面的层次处理内存分配。Darwin的libC 采用了一个基于分配区域（allocation zone）的特殊分配算法 在iOS中内存的管理是由在Mach层中进行的，BSD只是对Mach接口进行了POSIX封装，方便用户态进程调用。 XNU内存管理的核心机制是虚拟内存管理，在Mach 层中进行的，Mach 控制了分页器，并且向用户态导出了各种 vm_ 和 mach_vm_ 消息接口。 为方便用户态进程使用BSD对Mach 调用进行了封装，通过current_map( ) 获得当前的Mach 内存映射，最后再调用底层的Mach 函数。 BSD 的malloc 系列函数<bsd/sys/malloc.h> 头文件中。函数名为_MALLOC、_FREE、_REALLOC、_MALLOC_ZONE、_FREE_ZONE mcache机制是BSD 提供的基于缓存的非常高效的内存分配方法。默认实现基于mach zone，通过mach zone提供预分配好的缓存内存。 mcache具有可扩展架构，可以使用任何后端 slab 分配器。 使用mcache 机制的主要优点是速度：内存分配和维护是在每一个 CPU 自有的cache中进行的，因此可以映射到CPU的物理cache，从而极大地提升访问速度。 Mach VM层支持VM pressure 的机制，这个机制是可用RAM量低到危险程度的处置，下面我们会详细讲，这里不展开。 当RAM量低到危险时，Mach的pageout 守护程序会查询一个进程列表，查询驻留页面数，然后向驻留页面数最高的进程发送NOTE_VM_PRESSURE ，会在进程队列中发出一个事件。被选中的进程会响应这个压力通知，iOS中的运行时会调用 didReceiveMemoryWarning 方法。 然而有些时候这些操作没有效果，当内存压力机制失败之后，** 非常时间要用非常手段 **， Jetsam机制介入。 当进程不能通过释放内存缓解内存压力时，Jestam机制开始介入。这是iOS 实现的一个低内存清理的处理机制。也称为Memorystatus，这个机制有点类似于Linux的“Out-of-Memory”杀手，最初的目的就是杀掉消耗太多内存的进程。Memorystatus维护了两个列表： 在iOS的用户态可以通过 sysctl(2)查询这些列表，优先级列表可以在用户态进行设置。 在iOS 5中，Jestsam/Memorystatus 和默认的freezer 结合在一起，实现了对进程的冷冻而不是杀死。通过这种方式可以提供更好的用户体验，因为数据不会丢失，而且当内存情况好转时进程可以安全恢复。(感谢@易步指出本段错误) 用户态也可以通过pid_suspend( ) 和 pid_resume( )控制进程的休眠。 iOS 定义了 pid_hibernate，通过发送kern_hibernation_wakeup信号唤醒kernel_hibernation_thread 线程，这个线程专用于对进程冷冻操作。 实际的进程休眠操作是由jestsam_hibernate_top_proc 完成的，这个函数通过task_freeze冷冻底层的任务。 冷冻操作需要遍历任务的vm_map，然后将vm_map 传递给默认的 freezer。 VM是Darwin系统内存管理的核心机制。 VM 机制主要通过内存对象（memory object）和分页器（pager）的形式管理内存。 Mach 虚拟内存的实现非常全面而且通用。这部分由两个层次构成：一层是和硬件相关的部分，另一层构建在这一层之上和硬件无关的公共层。OS X 和 iOS 使用的几乎一样的底层机制，硬件无关层以及之上的BSD 层中的机制都是一样的。 Mach 的 VM子系统可以说是和其要管理的内存一样复杂和充满了各种细节。然后从高层次看，可以看到两个层次： 虚拟内存这一层完全以一种机器无关的方式来管理虚拟内存。这一层通过几种关键的抽象表示虚拟内存： Mach 允许使用多个分页器。事实上，默认就存在3~4个分页器。Mach 的分页器以外部实体的形式存在：是专业的任务，有点类似于其他系统上的内核交换（kernel-swapping）线程。Mach 的设计允许分页器和内核任务隔离开，设置允许用户态任务作为分页器。类似地，底层的后备存储也可以驻留在磁盘交换文件中（通过OS X 中的 default_pager 处理），可以映射到一个文件（由vnode_pager处理），可以是一个设备（由device_pager 处理）。注意：在Mach 中，每一个分页器处理的都是属于这个分页器的页面的请求，但是这些请求必须通过pageout 守护程序发出。这些守护程序（实际上就是内核线程）维护内核的页面表，并且判定哪些页面需要被清除出去。因此，这些守护程序维护的分页策略和分页器实现的分页操作是分开的。 物理内存的页面处理的是虚拟内存到物理内存的映射，因为虚拟内存中的内容最终总要存储在某个地方。这一层面只有一个抽象，那就是pmap，不过这个抽象非常重要，因为提供了机器无关的接口。这个接口隐藏了底层平台的细节，底层的细节需要在处理器层次进行分页操作，其中要处理的对象包括硬件页表项（page table entry，PTE）、翻译查找表（translation lookaside buffer，TLB）等。 每一个Mach 任务都要自己的虚拟内存空间，任务的struct task 中的 map 字段保存的就是这个虚拟内存空间。 vm_page_entry 中最关键的元素是vm_map_object，这是一个联合体，既可以包含另一个vm_map（作为子映射），也可以包含一个vm_object_t（由于这是一个联合体，所以具体的内容需要用布尔字段is_sub_map 来判断）。vm_object 是一个巨大的数据结构，其中包含了处理底层虚拟内存所需要的所有数据。vm_object的数据结构中的大部分字段都是用位表示的标志。这些字段表示了底层的内存状态（联动、物理连续和持久化等状态）和一些计数器（引用计数、驻留计数和联动计数等）。不过有3个字段需要特别注意： memq：vm_page 对象的链表，每一项都表示一个驻留内存的虚拟内存页面。尽管一个对象可以表示一个单独的页面，但是多数情况下一个对象可以包含多个页面，所以每一个页面关联到一个对象时都会有一个偏移值 page：memory_object 对象，这是指向分页器的Mach 端口。分页器将未驻留内存的页面关联到后备存储，后备存储可以是内存映射的文件、设备和交换文件，后备存储保存了没有驻留内存的页面。换句话说，分页器（可以有多个）负责将数据从后备存储移入内存以及将数据从内存移出到后备存储。分页器对于虚拟内存子系统来说极为重要 internal：vm_page 中众多标志位之一，如果这个位为真，那么表示这个对象是由内核内部使用的。这个标志位的值决定了对象中的页面会进入哪一个pageout队列 尽管内核和用户空间一样，基本上只在虚拟地址空间内操作，但是虚拟内存最终还是要翻译为物理地址的。机器的RAM 实际上是虚拟内存中开的窗口，允许程序访问虚拟内存是有限的，而且通常是不连续的区域，这些区域的上线就是机器上安装的内存。而虚拟内存中其他部分则要么延迟分配，要么共享，要么被交换到外部存储中，外部存储通常是磁盘。 然而虚拟内存和具体的底层架构相关。尽管虚拟内存和物理内存的概念在所有架构上本周都是一样的，但是具体的实现细节则各有千秋。XNU 构建与Mach 的物理内存抽象层之上，这个的抽象层成为pmap。pmap 从设计上对物理内存提供了一个统一的接口，屏蔽了架构相关的区别。这对于XNU来说非常有用，因为XNU支持的物理内存的架构包括以前的PowerPC，现在主要是Intel，然后在iOS 中还支持ARM。 Mach 的pmap 层逻辑上由一下两个子层构成： Mach Zone的概念相当于Linux的内存缓存（memory cache）和Windows 的Pool。Zone 是一种内存区域，用于快速分配和是否频繁使用的固定大小的对象。Zone的API是内核内部使用的，在用户态不能访问。Mach中Zone的使用非常广泛。 所有的zone 内存实际上都是在调用zinit( )时预先分配好的（zinit( )通过底层内存分配器kernel_memory_allocate( )分配内存）zalloc( )实际上是对REMOVE_FROM_ZONE 宏的封装，作用是返回zone的空闲列表中的下一个元素（如果zone已满，则调用kernel_memory_allocate( )分配这个zone在定义的alloc_size字节）。zfree( ) 使用的是相反功能的宏 ADD_TO_ZONE。这两个函数都会执行合理数量的参数检查，不过这些检查帮助不大：过去zone分配相关的bug已经导致了数据可以被黑客利用的内存损坏。zalloc( ) 最重要的客户是内核中的kalloc( )，这个函数从kalloc.*系列zone中分配内存。BSD的mcache机制也会从自己的zone中分配内存。BSD内核zone也是如此，BSD内核zone直接构建与Mach的zone之上。 进程的内存需求早晚会超过可用的RAM，系统必须有一种方法能够将不活动的页面备份起来，并且从RAM中删除，腾出更多的RAM给活动的页面使用，至少暂时能够满足活动页面的需求。在其他操作系统中，这个工作专门是由专门的内核线程完成的。在Mach 中，这些专门的任务称为分页器（pager），分页器可以是内核线程，设置建议是外部的用户态服务程序。 Mach分页器是一个内存管理器，负责将虚拟内存备份到某个特定类型的后备存储中。当内存容量不足，内存页面需要被交换出内存是，后备存储保存内存页面的内容：当换出的内存页面需要被使用时，将内存的页面恢复到RAM中。只有“脏”页面才需要进行上述的换出和换入，因为“脏”页面是在内存中修改过的页面，要从RAM中剔除时必须保存到磁盘中防止数据丢失。 要注意的是，这里提到的分页器仅仅实现了各自负责的内存对象的分页操作，这些分页器不会控制系统的分页策略。分页策略是有vm_pageout 守护线程负责的。 iOS 和 OS X 中XNU 包含的分页器种类都是一样的。下表是XNU中的内存分页器的多种类型： pageout 守护程序其实不是一个真的守护程序，而是一个线程。而且不是一般的线程：当kernel_bootstarp_thread( ) 完成内核初始化工作并且没有其他事情可做时，就调用vm_pageout( ) 成为了pageour 守护程序， vm_pageout( ) 永远不返回。这个线程管理页面交换的策略，判断哪些页面需要写回到其后备存储。 vm_pageout( ) 函数讲kernel_bootstrap_thread 线程转变为pageout 守护程序，这个函数实际上重新设置了这个线程。设置完成后，调用vm_pageout_continute( )，这个函数周期性地唤醒并执行vm_page_scan( )，维护4个页面表（称为页面队列）。系统中的每一个vm_page 都通过pageq字段绑定这4个队列中的一个： 垃圾回收线程(vm_pageout_garbage_collect( ))偶尔会被vm_pageout_scan( ) 通过其续体唤醒。垃圾回收机制线程处理4个方面的垃圾回收工作： vm_pageout( ) 守护程序处理的只是交换的一个方向，从物理内存换出到后备存储。而另外一个方向是页面换入，则是发生在页面错误的时候处理的。这个逻辑非常复杂，简化为一下步骤： 页错误有很多种，上述只是其中一种，其他类型的也错误还包括： VM系统是Mach中最重要最复杂而且最不好理解的子系统。Mach的内存管理核心是分页器，分页器允许将虚拟内存扩展到各种后背存储介质上：交换文件、内存映射文件、设备、甚至远程主机。 iOS中提高内存使用率的Freezer，以及处理内存耗尽的pageout守护程序。 https://www.amazon.com/Mac-OS-iOS-Internals-Apples/dp/1118057651/ref=sr_1_2?ie=UTF8&qid=1331298923&sr=8-2 https://developer.apple.com/library/content/documentation/Darwin/Conceptual/KernelProgramming/About/About.html

一、获取内核源码二、解压内核源码首先以root帐号登录，然后进入/usr/src子目录。如果用户在安装Linux时，安装了内核的源代码，则会发现一个linux-x.y.z的子目录。该目录下存放着内核x.y.z的源代码。此外，还会发现一个指向该目录的链接linux。删除该连接，然后将新内核的源文件拷贝到/usr/src目录中，并解压:#tarzxvfLinux-2.3.14.tar.gz文件释放成功后，在/usr/src目录下会生成一个linux子目录。其中包含了内核2.3.14的全部源代码。将/usr/include/asm、/usr/inlude/linux、/usr/include/scsi链接到/usr/src/linux/include目录下的对应目录中。#cd/usr/include#rm-Rfasmlinux#ln-s/usr/src/linux/include/asm-i386asm#ln-s/usr/src/linux/include/linuxlinux#ln-s/usr/src/linux/include/scsiscsi删除源代码目录中残留的.o文件和其它从属文件。#cd/usr/src/linux#makemrproper三.增量补丁有时不需要完全重新安装，只需打增量补丁，类似升级，在内核源码树根目录运行:patch-p1<../patch-x.y.z四.内核源码树目录：arch：包含和硬件体系结构相关的代码，每种平台占一个相应的目录。和32位PC相关的代码存放在i386目录下，其中比较重要的包括kernel（内核核心部分）、mm（内存管理）、math-emu（浮点单元仿真）、lib（硬件相关工具函数）、boot（引导程序）、pci（PCI总线）和power（CPU相关状态）。block：部分块设备驱动程序。crypto：常用加密和散列算法（如AES、SHA等），还有一些压缩和CRC校验算法。Documentation：关于内核各部分的通用解释和注释。drivers：设备驱动程序，每个不同的驱动占用一个子目录。fs：各种支持的文件系统，如ext、fat、ntfs等。include：头文件。其中，和系统相关的头文件被放置在linux子目录下。init：内核初始化代码（注意不是系统引导代码）。ipc：进程间通信的代码。kernel：内核的最核心部分，包括进程调度、定时器等，和平台相关的一部分代码放在arch/*/kernel目录下。lib：库文件代码。mm：内存管理代码，和平台相关的一部分代码放在arch/*/mm目录下。net：网络相关代码，实现了各种常见的网络协议。scripts：用于配置内核文件的脚本文件。security：主要是一个SELinux的模块。sound：常用音频设备的驱动程序等。usr：实现了一个cpio。在i386体系下，系统引导将从arch/i386/kernel/head.s开始执行，并进而转移到init/main.c中的main()函数初始化内核。五.配置内核#cd/usr/src/linux内核配置方法有三种：（1）命令行:makeconfig（2）菜单模式的配置界面:makemenuconfig(3)Xwindow:makexconfigLinux的内核配置程序提供了一系列配置选项。对于每一个配置选项，用户可以回答"y"、"m"或"n"。其中"y"表示将相应特性的支持或设备驱动程序编译进内核；"m"表示将相应特性的支持或设备驱动程序编译成可加载模块，在需要时，可由系统或用户自行加入到内核中去；"n"表示内核不提供相应特性或驱动程序的支持。由于内核的配置选项非常多，本文只介绍一些比较重要的选项。1、Codematurityleveloptions（代码成熟度选项）Promptfordevelopmentand/orincompletecode/drivers(CONFIG_EXPERIMENTAL)[N/y/?]如果用户想要使用还处于测试阶段的代码或驱动，可以选择“y”。如果想编译出一个稳定的内核，则要选择“n”。2、Processortypeandfeatures（处理器类型和特色）（1）、Processorfamily(386,486/Cx486,586/K5/5x86/6x86,Pentium/K6/TSC,PPro/6x86MX)[PPro/6x86MX]选择处理器类型，缺省为Ppro/6x86MX。（2）、MaximumPhysicalMemory(1GB,2GB)[1GB]内核支持的最大内存数，缺省为1G。（3）、Mathemulation(CONFIG_MATH_EMULATION)[N/y/?]协处理器仿真，缺省为不仿真。（4）、MTRR(MemoryTypeRangeRegister)support(CONFIG_MTRR)[N/y/?]选择该选项，系统将生成/proc/mtrr文件对MTRR进行管理，供Xserver使用。（5）、Symmetricmulti-processingsupport(CONFIG_SMP)[Y/n/?]选择“y”，内核将支持对称多处理器。3、Loadablemodulesupport（可加载模块支持）（1）、Enableloadablemodulesupport(CONFIG_MODULES)[Y/n/?]选择“y”，内核将支持加载模块。（2）、Kernelmoduleloader(CONFIG_KMOD)[N/y/?]选择“y”，内核将自动加载那些可加载模块，否则需要用户手工加载。4、Generalsetup（一般设置）（1）、Networkingsupport(CONFIG_NET)[Y/n/?]该选项设置是否在内核中提供网络支持。（2）、PCIsupport(CONFIG_PCI)[Y/n/?]该选项设置是否在内核中提供PCI支持。（3）、PCIaccessmode(BIOS,Direct,Any)[Any]该选项设置Linux探测PCI设备的方式。选择“BIOS”，Linux将使用BIOS；选择“Direct”，Linux将不通过BIOS；选择“Any”，Linux将直接探测PCI设备，如果失败，再使用BIOS。（4）Parallelportsupport(CONFIG_PARPORT)[N/y/m/?]选择“y”，内核将支持平行口。5、PlugandPlayconfiguration（即插即用设备支持）（1）、PlugandPlaysupport(CONFIG_PNP)[Y/m/n/?]选择“y”，内核将自动配置即插即用设备。（2）、ISAPlugandPlaysupport(CONFIG_ISAPNP)[Y/m/n/?]选择“y”，内核将自动配置基于ISA总线的即插即用设备。6、Blockdevices（块设备）（1）、NormalPCfloppydisksupport(CONFIG_BLK_DEV_FD)[Y/m/n/?]选择“y”，内核将提供对软盘的支持。（2）、EnhancedIDE/MFM/RLLdisk/cdrom/tape/floppysupport(CONFIG_BLK_DEV_IDE)[Y/m/n/?]选择“y”，内核将提供对增强IDE硬盘、CDROM和磁带机的支持。7、Networkingoptions（网络选项）（1）、Packetsocket(CONFIG_PACKET)[Y/m/n/?]选择“y”，一些应用程序将使用Packet协议直接同网络设备通讯，而不通过内核中的其它中介协议。（2）、Networkfirewalls(CONFIG_FIREWALL)[N/y/?]选择“y”，内核将支持防火墙。（3）、TCP/IPnetworking(CONFIG_INET)[Y/n/?]选择“y”，内核将支持TCP/IP协议。（4）TheIPXprotocol(CONFIG_IPX)[N/y/m/?]选择“y”，内核将支持IPX协议。（5）、AppletalkDDP(CONFIG_ATALK)[N/y/m/?]选择“y”，内核将支持AppletalkDDP协议。8、SCSIsupport（SCSI支持）如果用户要使用SCSI设备，可配置相应选项。9、Networkdevicesupport（网络设备支持）Networkdevicesupport(CONFIG_NETDEVICES)[Y/n/?]选择“y”，内核将提供对网络驱动程序的支持。10、Ethernet(10or100Mbit)（10M或100M以太网）在该项设置中，系统提供了许多网卡驱动程序，用户只要选择自己的网卡驱动就可以了。此外，用户还可以根据需要，在内核中加入对FDDI、PPP、SLIP和无线LAN（WirelessLAN）的支持。11、Characterdevices（字符设备）（1）、Virtualterminal(CONFIG_VT)[Y/n/?]选择“y”，内核将支持虚拟终端。（2）、Supportforconsoleonvirtualterminal(CONFIG_VT_CONSOLE)[Y/n/?]选择“y”，内核可将一个虚拟终端用作系统控制台。（3）、Standard/generic(dumb)serialsupport(CONFIG_SERIAL)[Y/m/n/?]选择“y”，内核将支持串行口。（4）、Supportforconsoleonserialport(CONFIG_SERIAL_CONSOLE)[N/y/?]选择“y”，内核可将一个串行口用作系统控制台。12、Mice（鼠标）PS/2mouse(aka"auxiliarydevice")support(CONFIG_PSMOUSE)[Y/n/?]如果用户使用的是PS/2鼠标，则该选项应该选择“y”。13、Filesystems（文件系统）（1）、Quotasupport(CONFIG_QUOTA)[N/y/?]选择“y”，内核将支持磁盘限额。（2）、Kernelautomountersupport(CONFIG_AUTOFS_FS)[Y/m/n/?]选择“y”，内核将提供对automounter的支持，使系统在启动时自动mount远程文件系统。（3）、DOSFATfssupport(CONFIG_FAT_FS)[N/y/m/?]选择“y”，内核将支持DOSFAT文件系统。（4）、ISO9660CDROMfilesystemsupport(CONFIG_ISO9660_FS)[Y/m/n/?]选择“y”，内核将支持ISO9660CDROM文件系统。（5）、NTFSfilesystemsupport(readonly)(CONFIG_NTFS_FS)[N/y/m/?]选择“y”，用户就可以以只读方式访问NTFS文件系统。（6）、/procfilesystemsupport(CONFIG_PROC_FS)[Y/n/?]/proc是存放Linux系统运行状态的虚拟文件系统，该项必须选择“y”。（7）、Secondextendedfssupport(CONFIG_EXT2_FS)[Y/m/n/?]EXT2是Linux的标准文件系统，该项也必须选择“y”。14、NetworkFileSystems（网络文件系统）（1）、NFSfilesystemsupport(CONFIG_NFS_FS)[Y/m/n/?]选择“y”，内核将支持NFS文件系统。（2）、SMBfilesystemsupport(tomountWfWsharesetc.)(CONFIG_SMB_FS)选择“y”，内核将支持SMB文件系统。（3）、NCPfilesystemsupport(tomountNetWarevolumes)(CONFIG_NCP_FS)选择“y”，内核将支持NCP文件系统。15、PartitionTypes（分区类型）该选项支持一些不太常用的分区类型，用户如果需要，在相应的选项上选择“y”即可。16、Consoledrivers（控制台驱动）VGAtextconsole(CONFIG_VGA_CONSOLE)[Y/n/?]选择“y”，用户就可以在标准的VGA显示方式下使用Linux了。17、Sound（声音）Soundcardsupport(CONFIG_SOUND)[N/y/m/?]选择“y”，内核就可提供对声卡的支持。18、Kernelhacking（内核监视）MagicSysRqkey(CONFIG_MAGIC_SYSRQ)[N/y/?]选择“y”，用户就可以对系统进行部分控制。一般情况下选择“n”。六、编译内核（一）、建立编译时所需的从属文件#cd/usr/src/linux#makedep（二）、清除内核编译的目标文件#makeclean（三）、编译内核#makezImage内核编译成功后，会在/usr/src/linux/arch/i386/boot目录中生成一个新内核的映像文件zImage。如果编译的内核很大的话，系统会提示你使用makebzImage命令来编译。这时，编译程序就会生成一个名叫bzImage的内核映像文件。（四）、编译可加载模块如果用户在配置内核时设置了可加载模块，则需要对这些模块进行编译，以便将来使用insmod命令进行加载。#makemodules#makemodelus_install编译成功后，系统会在/lib/modules目录下生成一个2.3.14子目录，里面存放着新内核的所有可加载模块。七、启动新内核（一）、将新内核和System.map文件拷贝到/boot目录下#cp/usr/src/linux/arch/i386/boot/bzImage/boot/vmlinuz-2.3.14#cp/usr/src/linux/System.map/boot/System.map-2.3.14#cd/boot#rm-fSystem.map#ln-sSystem.map-2.3.14System.map（二）、配置/etc/lilo.conf文件。在该文件中加入下面几行：default=linux-2.3.14image=/boot/vmlinuz-2.3.14label=linux-2.3.14root=/dev/hda1read-only（三）、使新配置生效#/sbin/lilo（四）、重新启动系统#/sbin/reboot新内核如果不能正常启动，用户可以在LILO:提示符下启动旧内核。然后查出故障原因，重新编译新内核即可。

0 先了解主机和数据库的环境 #主机 内存多大，为了看有多少剩余能为mysql留出多少来：free 资源使用情况，看负载情况，重点看空闲 CPU百分比(带 xx% id)：top #mysql 看mysql数据文件多大：du -c -s /var/lib/mysql1 初步调整（最主要的） # 配置mysql的innodb内存占用，根据上边结果中剩余内存（取80%）增加 innodb_buffer_pool_size的值 # 配置mysql的其它内存使用和缓存使用情况，不要加的太大，主要是 sort_buffer_size, join_buffer_size, key_cache_size。 配置依据是：总内存 - OS系统预留 - max_connections * (sort_buffer_size + join_buffer_size + read_buffer_size + read_rnd_buffer_size + thread_statck ) - key_cache_size > 02 优化调整（属于优化性能方面） 主要是以下几方面： 连接等待队列数 back_log 客户端请求线程缓存数 thread_cache_size 表缓冲的数量 table_open_cache 临时表的内存大小，用于group by的优化 tmp_table_size innodb日志缓冲大小 innodb_log_buffer_size innodb能打开表的数量大小（库里的表特别多时增加此项值） innodb_open_files

如果只有一个分区，可以使用swap文件，建立一个空文件(2G的话)：dd if=/dev/zero f=/swapfile bs=1M count=2048mkswap /swapfileswapon /swapfilefstab里这么写：/swapfile swap swap defaults 0 0但是比swap分区的性能要差一点儿，内存够大的话，可以不要swap。

Android系统的底层建立在Linux系统之上，该平台由哪4层组成? 1，Android应用程序层； 2，应用程序框架层； 3，系统运行库层； 4，Linux核心层。 应用是用Java语言编写的运行在虚拟机上的程序，即图中最上层的蓝色部分，其实，Google最开始时就在Android系统中捆绑了一些核心应用，比如e-mail客户端、SMS短消息程序、日历、地图、浏览器、联系人管理程序，等等。 第二层即是编写Google发布的核心应用时所使用的API框架，开发人员同样可以使用这些框架来开发自己的应用，这样便简化了程序开发的架构设计，但是必须遵守其框架的开发原则。 我们使用Android 应用框架时，Android系统会通过一些C/C++库来支持对我们使用的各个组件，使其能更好地为开发者服务。 Android 的核心系统服务基于Linux2.6内核，如安全性、内存管理、进程管理、网络协议栈和驱动模型等都依赖于Linux2.6内核。Linux内核同时也作为硬件和软件栈之间的抽象层。 android系统如果进入底层的linux系统？ 关键词：busybox；adb；Android Terminal Emulator；plete linux installer 可参考“让Android 变身回一台真正的Linux系统吧！” :blog.csdn./poisonchry/article/details/8545726 请问：linux系统的盒子能否刷成Android系统 看芯片架构了，据说1186有刷成低版本安卓的， 查看原帖>> 如何把android系统换成linux系统 android就是基于linux内核，所以安卓也可以说是linux的一员。。 如果装其他系统的话你还要考虑驱动，兼容性等各个方面的问题。 一般这些都是由你手机厂商提供，而手机厂商给你的就是修改了，加了驱动的linux。 非要换成cent linux，ubuntu之类的话基本没戏，除非你会写linux驱动，精通linux。 oa系统可以建立在软件开发平台之上吗？ 您可以看一下万户网络的，可自定义流程，支持大并发，操作简单，支持人事办公，行政办公，综合办公，内部邮件等，还可以即时通讯，可以和财务系统做整合。 手机如何装Linux系统，我是Android系统，想去掉Android系统，玩Linux 安卓系统就是基于Linux开发的。。手机许多的功能都需要驱动，即使你真的安装了Linux系统驱动也是个问题。。 如何建立起xp系统与linux系统的连接 你的linux和windows可以通过ssh通信，openssh就可以，把你的linux和windows设成一个局域网的就行，不管你是校园网还是什么网. inter中寻求模拟LINUX系统的平台 :newhua./soft/2186.htm putty 这个是免费的。 如果你需要X界面。 那么可以用X-win32 不过有使用期限。 :alinblog./blog/index.php?go=category_12 linux系统怎么建立FTP和Web 　Ubuntu自带的FTP服务器是vsftpd。 1、安装vsftpd Ubuntu安装软件倒不是件困难的事，输入： sudo apt-get install vsftpd 如果没换源可能会提示你使用光盘，放进去再按回车就行了。 我用CN99的源,速度是300K每秒,够快吧. 安装了之后会在/home/下建立一个ftp目录。这时候你可以试着访问下ftp:IP地址。应该可以看到一个空白内容的ftp空间。 默认设置下匿名用户可以下载，但不能写入或是上传 2、设置 vsftpd.conf文件 现在我们要让匿名用户无法访问，并且得输入linux上的用户密码后才能访问到他们自己目录里的内容。 首先找到设置vsftpd的文件，位置在/etc/vsftpd.conf 修改之前最好先备份下这个文件： sudo cp /etc/vsftpd.conf /etc/vsftpd.conf.old 然后可以改动了： #不让匿名用户使用 #anonymous_enable=YES #本地用户可用 local_enable=YES #可用写操作 write_enable=YES #不需要显示某目录下文件信息 #dirmessage_enable=YES #加点banner提示 ftpd_banner=Hello~~ #FTP服务器最大承载用户 max_clients=100 #限制每个IP的进程 max_per_ip=5 #最大传输速率(b/s) local_max_rate=256000 #隐藏帐号 hide_ids=YES 好了，重启下ftp 服务器看看效果 重启后还是和原来一样对吗？呵呵，这是默认的ftp目录在做鬼，我们把它删除，再看看。怎么样？要你输入用户名和密码了吧。 新的问题 1、输入用户名密码后显示的位置是在用户的根目录下，而我们的WEB内容是在public_目录里 2、用户可以跳到任何其他目录 要解决这些问题我们还得设置下vsftpd.conf #启动chroot列表(Change root) chroot_list_enable=YES #指定列表位置(我这用的是默认地址) chroot_list_file=/etc/vsftpd.chroot_list 接下来我们得在vsftpd.chroot_list上写进去我们要限制哪些用户，不让他们“漂移”.. 现在有用户linyupark，所以只要sudo nano一下，往里面写就行了 这样我们已经解决第2个问题了，登陆的用户只能在它的用户文件夹里活动，下面我们要更狠一点，让他只能在public_里活动 依然还是找vsftpd.conf #这句默认设置里是没有的，自己加 user_config_dir=/etc/自己定义一个设置个别用户用的文件夹地址 根据自己设置的地址，建立一个相应的文件夹，然后往里面建立和用户名相同的文件，nano一下： #本地用户的根地址,假设用户是linyupark local_root=/home/linyupark/public_ 重启下服务器。需要redhat 8.0以上

都要考

Linux内核修炼之道 这本书听不错的

要看到你具体情况才知道怎么回事,分配了内存,一定要做好分配与释放的工作,没做好的话就会有问题.