我們首先要了解為什么要內(nèi)存管理的原因，早期的程序都是直接運(yùn)行在物理地址上，也就是說這個(gè)程序所需要的空間不超過該機(jī)器的物理內(nèi)存就不會(huì)有問題，但實(shí)際場景中都是多任務(wù)，多進(jìn)程的，這種物理地址reserved給各個(gè)進(jìn)程是不靠譜的。舉個(gè)栗子：假如有3個(gè)程序a，b，c，a需要10M，b需要100M，c需要20M，總內(nèi)存就120M，按照之前的分配方式，前10M給a，10M-110M給b，系統(tǒng)還剩10M，但是c需要20M，顯然剩下的內(nèi)存是不夠c用的。怎么辦?

1.效率問題

可能你會(huì)想到當(dāng)c程序跑的時(shí)候把b程序數(shù)據(jù)寫到磁盤上，等運(yùn)行b的時(shí)候再數(shù)據(jù)從磁盤寫回來，先不說無法滿足b，c程序并行跑的需求，就連頻繁的io操作帶來的耗時(shí)問題也是無法接收的。

2.進(jìn)程地址隔離問題

除了效率問題，reserved給進(jìn)程的空間如果需要被別的進(jìn)程訪問會(huì)出現(xiàn)崩潰。比如a進(jìn)程訪問的空間是前10M，但是a程序中有一段代碼訪問10-110M的話就有可能導(dǎo)致b程序的崩潰，所以進(jìn)程的地址空間需要彼此隔離。

3.重定位問題

現(xiàn)實(shí)場景中不可能是單任務(wù)在分好的內(nèi)存中運(yùn)行，當(dāng)多任務(wù)并行跑的情況下在動(dòng)態(tài)申請(qǐng)釋放內(nèi)存的時(shí)候有可能申請(qǐng)到其它進(jìn)程里的地址，這時(shí)候需要重定位到新的地址。

內(nèi)存管理無非就是想辦法解決上面三個(gè)問題，如何提高內(nèi)存的使用效率?如何使進(jìn)程的地址空間隔離?如何解決程序運(yùn)行時(shí)的重定位問題?

內(nèi)存管理如何從虛擬地址映射到物理地址：

內(nèi)存管理從虛擬地址映射到物理地址的過程也就是解決上面3個(gè)問題的過程。內(nèi)存管理用分段機(jī)制和分頁機(jī)制分別解決了上面的3個(gè)問題，大概過程如下圖：

分段機(jī)制：

只要程序分了段，把整個(gè)段平移到任何位置后，段內(nèi)的地址相對(duì)段基址是不變的，無論段基址是多少，只要給出段內(nèi)偏移地址，cpu就能訪問到正確的指令。于是加載用戶程序時(shí)，只要將整個(gè)段的內(nèi)容復(fù)制到新的位置，再將段基址寄存器中的地址改成該地址，程序便可準(zhǔn)確地運(yùn)行，因?yàn)槌绦蛑杏玫氖嵌蝺?nèi)偏移地址，相對(duì)新的段基址，該偏移地址處的內(nèi)容內(nèi)容還是一樣的。

可以看出分段機(jī)制解決了進(jìn)程間隔離和重定位的問題。這個(gè)動(dòng)作是在硬件里做的，但是有的硬件是沒有分段機(jī)制的，作為跨平臺(tái)的linux就用了具有更通用性的分頁機(jī)制來解決線性地址到虛擬地址到物理地址的轉(zhuǎn)換。

分頁機(jī)制：

可以參考《CPU是如何訪問內(nèi)存的?》了解一級(jí)頁表的概念，linux為了兼容32位和64位，通常采用四級(jí)頁表，頁全局目錄，頁上級(jí)目錄，頁中間目錄，頁表：

這里不詳細(xì)解釋linux是如何通過四級(jí)頁表來做線性地址(虛擬地址)到物理地址的轉(zhuǎn)化。

進(jìn)程在切換的時(shí)候就是根據(jù)task_struct找到mm_struct里的pgd字段，取得新進(jìn)程的頁全局目錄，然后填充到CR3寄存器，就完成了頁的切換。

動(dòng)手看下mmu分頁尋址的過程：

可以看出虛擬地址ffff99b488d48000對(duì)應(yīng)的物理地址是80000000c8d48000。這個(gè)過程也是mmu的過程。