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MMU 虚拟地址转为物理地址的硬件（进程内存 3G 超出也会页交换，到文件）
page(4K.8K 内存管理基本单位) 每个物理页一个结构 4G 会占用 20M 被用户空间进程 / 动态分配内核数据 / 静态内核代码 / 页高速缓存等引用

flag 脏 / 锁；count 引用计数，0 空闲；*virtual 虚拟地址

RAM
分区 DDMA normal highem 动态映射的页
分配：

alloc_pages 整个页
kmalloc 字节 连续内存虚拟地址，物理地址也连续
vmalloc 虚拟连续，物理不一定，建立页表项需要一个一个的映射
slab 层，防止每个进程自己单独创建 free 链，不能全局判断
    高低度缓冲组。kmem_cache。每个类型比如 task_struct,inode，通用的。3 个链表 empty,full,parti
    kmem_Cache_alloc. 内存紧缺 / 显示撤销才释放
高端内存(页并不一定永久映射，比如内核 1G 要访问 8G 物理内存，动态映射)  
        kmap。可睡眠，永久映射
        kmap_atomic 临时，原子，不睡眠，不阻塞，禁止内核抢占
cpu 上数据，alloc_percpu

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。

1. 无论 CPU 运行于用户态还是核心态，CPU 执行程序所访问的地址都是 虚拟地址 ，MMU 必须通过读取控制寄存器CR3 中的值作为当前页面目录的指针，进而根据分页内存映射机制（参看相关文档）将该虚拟地址转换为真正的物理地址才能让 CPU 真正的访问到物理地址。
2. 每个进程都有其 自身的页面目录 PGD，Linux 将该目录的指针存放在与进程对应的内存结构 task_struct.(struct mm_struct)mm->pgd 中。每当一个进程被调度（schedule()）即将进入运行态时，Linux 内核都要用该进程的 PGD 指针设置 CR3（switch_mm()）
3. 当创建一个新的进程时，都要为新进程创建一个新的页面目录 PGD，并从内核的页面目录 swapper_pg_dir 中复制内核区间页面目录项至新建进程页面目录 PGD 的相应位置
4. 系统调用的具体实现是将系统调用的参数依次存入寄存器 ebx,ecx,edx,esi,edi（最多 5 个参数，该情景有两个 name 和 len），接着将系统调用号存入寄存器 eax，然后通过中断指令“int 80”使进程 A 进入系统空间。由于进程的 CPU 运行级别小于等于为系统调用设置的陷阱门的准入级别 3，所以可以畅通无阻的进入系统空间去执行为 int 80 设置的函数指针 system_call()。由于 system_call() 属于内核空间，其运行级别 DPL 为 0，CPU 要将堆栈切换到内核堆栈，即进程 A 的系统空间堆栈。我们知道内核为新建进程创建 task_struct 结构时，共分配了两个连续的页面，即 8K 的大小，并将底部约 1k 的大小用于 task_struct（如 #define alloc_task_struct() ((struct task_struct ) __get_free_pages(GFP_KERNEL,1))）, 而其余部分内存用于系统空间的堆栈空间，即当从用户空间转入系统空间时，堆栈指针 esp 变成了（alloc_task_struct()+8192），这也是为什么系统空间通常用宏定义 current（参看其实现）获取当前进程的 task_struct 地址的原因。每次在进程从用户空间进入系统空间之初，系统堆栈就已经被依次压入用户堆栈 SS、用户堆栈指针 ESP、EFLAGS、用户空间 CS、EIP，接着 system_call() 将 eax 压入，再接着调用 SAVE_ALL 依次压入 ES、DS、EAX、EBP、EDI、ESI、EDX、ECX、EBX，然后调用 sys_call_table+4%EAX，本情景为 sys_sethostname()
5. 调用 copy_from_user(to,from,n），其中 to 指向内核空间 system_utsname.nodename，譬如 0xE625A000，from 指向用户空间譬如 0x8010FE00。现在进程 A 进入了内核，在系统空间中运行，MMU 根据其 PGD 将虚拟地址完成到物理地址的映射，最终完成从用户空间到系统空间数据的复制

虚拟内存交换等

VFS 虚拟文件系统
磁盘分区：文件，数据，交换区域
文件系统：ext2 引导块，超级块（包含块大小等），i 节点（可对应多级块 3IPB,2IPB 等），数据

    崩溃恢复，元数据不一致，检查要遍历 =》日志文件 ext3,ext4

write()->sys_write(VFS)->ext2 等的 write-> 物理
文件，目录 (目录项缓存)，inode，mount point
file {链表，pathh file_operations}
目录包含文件名，inode 编号。目录自身的 Inode 中的类型不同，rename 仅操作目录条目不动文件。
文件名到 Inode 有多个。硬链接指向一个 Inode。软链接指向文件名

块 IO，硬盘等，随机访问的，区别于字符设备只能顺序访问
块缓冲区，已经合成一个页缓存
块 IO 请求队列（一个块设备一个）
调度：linusx 电梯合并请求，临近插入

 最终期限  超时时间（读 500ms，写 5s）三个队列：读 FIFO/ 写 FIFO/ 排序队列同 linus=> 超时派发队列
 预测 IO  超时后等几 ms，相邻合并
 完全公正，每个进程一个队列
 空 IO，只合并相邻的

进程地址空间连续虚拟地址
mm_struct 分配，撤销……{内存区域 vm_area_struct 红黑树和链表，pgd, 所有 mm_struct 链表，每段起始地址等}
vm_area_strict 区间地址等。
虚拟地址 =》物理页面三级页表（pgd,pmd,pte）硬件效率有限，TLB 缓存
在堆上分配，sbrk。改变 programm break 位置，进程可以访问这部分地址，若 RAM 未分配，内核会在进程是首次访问这些虚拟内存地址时自动分配新 RAM 页
malloc,free 内找 / 分割，不够 sbrk

页缓存（磁盘和内存 ms/ns 的差距）
页告诉缓存是 RAM 组成，对应硬盘上的物理块（扇区整数倍但比页小，一般 512B/1kb/4kb），
linux 写缓存，标记脏，脏页链表，回写进程刷会磁盘
缓存回收 LRU 双链（活跃 / 非活跃）
address_space 每页一个
页内搜索基树。回收时要反向检查引用的项。根据页内偏移起终范围找 vma，起点基树，终点堆，很多个共同引用优先搜索树（堆 + 基树）。
回写线程 flusher 一个设备一个线程，每个收集自己的。以前固定线程数，当一个设备阻塞会阻塞其上个所有线程。因为拥塞发生次数太频繁改一个设备一个线程。
若页属于一个文件（该文件存放在磁盘上文件系统中，如 ext4），那么页的所有者就是文件的 inode；并且对应的 address_space 对象存放在 VFS inode 对象的 i_data 字段中。

fd 与磁盘的关联
fd->file->path->dentry->inode->address_space->page->buffer_head-> 磁盘块号
https://segmentfault.com/a/11…

linux内核文件内存io

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