linux內存斷點原理

㈠ linux系統基本的內存管理知識講解

Linux系統基本的內存管理知識講解

內存是Linux內核所管理的最重要的資源之一。內存管理系統是操作系統中最為重要的部分，因為系統的物理內存總是少於系統所需要的內存數量。虛擬內存就是為了克服這個矛盾而採用的策略。系統的虛擬內存通過在各個進程之間共享內存而使系統看起來有多於實際內存的內存容量。Linux支持虛擬內存, 就是使用磁碟作為RAM的擴展，使可用內存相應地有效擴大。核心把當前不用的內存塊存到硬碟，騰出內存給其他目的。當原來的內容又要使用時，再讀回內存。

一、內存使用情況監測

(1)實時監控內存使用情況

在命令行使用「Free」命令可以監控內存使用情況

代碼如下:

#free

total used free shared buffers cached

Mem: 256024 192284 63740 0 10676 101004

-/+ buffers/cache: 80604 175420

Swap: 522072 0 522072

上面給出了一個256兆的RAM和512兆交換空間的'系統情況。第三行輸出(Mem:)顯示物理內存。total列不顯示核心使用的物理內存(通常大約1MB)。used列顯示被使用的內存總額(第二行不計緩沖)。 free列顯示全部沒使用的內存。Shared列顯示多個進程共享的內存總額。Buffers列顯示磁碟緩存的當前大小。第五行(Swap:)對對換空間，顯示的信息類似上面。如果這行為全0，那麼沒使用對換空間。在預設的狀態下，free命令以千位元組(也就是1024位元組為單位)來顯示內存使用情況。可以使用—h參數以位元組為單位顯示內存使用情況，或者可以使用—m參數以兆位元組為單位顯示內存使用情況。還可以通過—s參數使用命令來不間斷地監視內存使用情況：

#free –b –s2

這個命令將會在終端窗口中連續不斷地報告內存的使用情況，每2秒鍾更新一次。

(2)組合watch與 free命令用來實時監控內存使用情況：

代碼如下:

#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命令會每兩秒執行 free一次，執行前會清除屏幕，在同樣位置顯示數據。因為 watch命令不會卷動屏幕，所以適合出長時間的監測內存使用率。可以使用 -n選項，控制執行的頻率;也可以利用 -d選項，讓命令將每次不同的地方顯示出來。Watch命令會一直執行，直到您按下 [Ctrl]-[C] 為止。

二、虛擬內存的概念

(1)Linux虛擬內存實現機制

Linux虛擬內存的實現需要六種機制的支持：地址映射機制、內存分配回收機制、緩存和刷新機制、請求頁機制、交換機制、內存共享機制。

首先內存管理程序通過映射機制把用戶程序的邏輯地址映射到物理地址，在用戶程序運行時如果發現程序中要用的虛地址沒有對應的物理內存時，就發出了請求頁要求;如果有空閑的內存可供分配，就請求分配內存(於是用到了內存的分配和回收)，並把正在使用的物理頁記錄在緩存中(使用了緩存機制)。 如果沒有足夠的內存可供分配，那麼就調用交換機制，騰出一部分內存。另外在地址映射中要通過TLB(翻譯後援存儲器)來尋找物理頁;交換機制中也要用到交換緩存，並且把物理頁內容交換到交換文件中後也要修改頁表來映射文件地址。

(2)虛擬內存容量設定

也許有人告訴你，應該分配2倍於物理內存的虛擬內存，但這是個不固定的規律。如果你的物理保存比較小，可以這樣設定。如果你有1G物理內存或更多的話，可以縮小一下虛擬內存。Linux會把大量的內存用做Cache的,但在資源緊張時回收回.。你只要看到swap為0或者很小就可以放心了,因為內存放著不用才是最大的浪費。

三、使甩vmstat命令監視虛擬內存使用情況

vmstat是Virtual Meomory Statistics(虛擬內存統計)的縮寫，可對操作系統的虛擬內存、進程、CPU活動進行監視。它是對系統的整體情況進行統計，不足之處是無法對某個進程進行深入分析。通常使用vmstat 5 5(表示在5秒時間內進行5次采樣)命令測試。將得到一個數據匯總它可以反映真正的系統情況。

代碼如下:

#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命令輸出分成六個部分：

㈡ 詳解Linux系統內存知識及調優方案

內存是計算機中重要的部件之一，它是與CPU進行溝通的橋梁。計算機中所有程序的運行都是在內存中進行的，因此內存的性能對計算機的影響非常大。內存作用是用於暫時存放CPU中的運算數據，以及與硬碟等外部存儲器交換的數據。只要計算機在運行中，CPU就會把需要運算的數據調到內存中進行運算，當運算完成後CPU再將結果傳送出來，內存的運行也決定了計算機的穩定運行。對於整個操作系統來說，內存可能是最麻煩的的設備。而其性能的好壞直接影響著整個操作系統。

我們知道CPU是不能與硬碟打交道的，只有數據被載入到內存中才可以被CPU調用。cpu在訪問內存的時候需要先像內存監控程序請求，由監控程序控制和分配內存的讀寫請求，這個監控程序叫做MMU(內存管理單元)。下面以32位系統來說明內存的訪問過程：

32位的系統上每一個進程在訪問內存的時候，每一個進程都當做自己有4個G的內存空間可用，這叫虛擬內存(地址)，虛擬內存轉化成物理內存是通過MMU來完成的。為了能夠從線性地址轉換成物理地址，需要page table(頁表)的內存空間,page table要載入到MMU上。為了完成線性地址到物理地址的映射，如果按照1個位元組1個位元組映射的話，需要一張非常大的表，這種轉換關系會非常的復雜。因此把內存空間又劃分成了另外一種存儲單元格式，通常為4K。在不同的硬體平台上，它們的大小一般是不一樣的，像x86 32位的有4k的頁;而64位的有4k頁，2M頁，4M頁，8M頁等等，默認都是4k的。每一個進程一般而言都有自己的頁路徑和頁表映射機制，不管那一個頁表都是由內核載入的。每一個進程只能看到自己的線性地址空間，想要增加新的內存的時候，只能在自己的線性地址空間中申請，並且申請後一定是通過操作系統的內核映射到物理地址空間中去找那麼一段空間，並且告訴線性地址空間准備好了，可以訪問，並且在page table中增加一條映射關系，於是就可以訪問物理內存了，這種叫做內存分配。但是新的申請一定是通過操作的內核到物理內存中去找那麼一段空間，並且告訴線性地址空間好了，可以建設映射關系，最終page table建立映射關系。

這反映了上述描述過程的大體情況。可以看到每一個用戶程序都會有自己的頁表，並且映射到對應的主存儲器上去。

根據上述文字和圖表的描述可以發現2個問題：

1.每個進程如果需要訪問內存的時候都需要去查找page table的話，勢必會造成伺服器的性能底下

2.如果主存儲器的內存滿了以後，應用程序還需要調用內存的時候怎麼辦

對於第一個問題，我們就需要藉助TLB(Translation Lookaside Buffer)翻譯後備緩沖器。TLB是一個內存管理單元，它可以用於改進虛擬地址到物理地址轉換速度的緩存。這樣每次在查找page table的時候就可以先去TLB中查找相應的頁表數據，如果有就直接返回，沒有再去查找page table，並把查找到的結果緩存中TLB中。TLB雖然解決了緩存的功能，但是在那麼page table中查找映射關系仍然很慢，所以又有了page table的分級目錄。page table可以分為1級目錄，2級目錄和偏移量

但是一個進程在運行的時候要頻繁的打開文件，關閉文件。這就意味著要頻繁的申請內存和釋放內存。有些能夠在內存中緩存數據的那些進程，他們對內存的分配和回收更多，那麼每一次分配都會在頁表中建立一個對應項。所以，就算內存的速度很快，大量頻繁的同一時間分配和釋放內存，依然會降低伺服器的整體性能。當然內存空間不夠用的時候，我們稱為oom(out of memory,內存耗盡)。當內存耗盡的時候，，整個操作系統掛了。這種情況下我們可以考慮交換分區，交換分區畢竟是由硬碟虛擬出來的內存，所以其性能與真正的內存相比，差了很多，所以要盡力避免使用交換分區。有物理內存空間的時候盡量保證全部使用物理內存。cpu無論如何是不能給交換內存打交道的，它也只能給物理內存打交道，能定址的空間也只能是物理內存。所以當真正物理內存空間不夠用的時候，會通過LRU演算法把其中最近最少使用的內存放到交換內存中去，這樣物理內存中的那段空間就可以供新的程序使用了。但是這樣會引發另外的一個問題，即原來的進程通過page table尋找的時候，那一段空間的數據已經不屬於它了。所以此刻cpu發送通知或者異常告訴這個程序，這個地址空間已不屬於它，這個時候可能會出現2種情況：

1.物理內存有可用的空間可用：這個時候cpu會根據以前的轉換策略會把交換分區中的那段內存重新送到物理內存中去，但是轉換過來的空間地址不一定會是以前的那一段空間地址，因為以前的那一段空間地址可能已經被別人使用了。

2.物理內存沒有可用的空間可用：這個時候依然會使用LRU算發把當前物理地址空間上最近最少使用的空間地址轉換到交換內存中去，並把當前進程需要的這斷在交換空間中的內存送到物理內存空間中去，並且重新建立映射關系。

上述通知或者異常出現的情況，通常叫做缺頁異常。缺頁異常也分為大異常和小異常兩種。大異常就是訪問的數據內存中沒有，不的不去硬碟上載入，無論是從交換內存中還是直接從磁碟的某個文件系統上，反正需要從硬碟上去載入，這種異常載入需要很長時間。小異常就是進程之間通過共享內存，第二個進程訪問的時候，查看本地的內存映射表沒有，但是其它進程已經擁有了這個內存頁，所以可以直接映射，這種異常載入需要的時間一般很短。

在操作系統開機的時候，每一個io設備都會像cpu申請一些列的隨機埠，這種埠叫做io埠。在IBM PC體系結構中，I/O地址空間一共提供了65,536個8位的I/O埠。正是這些io埠的存在，cpu可以與io設備進行讀寫交互的過程。在執行讀寫操作時，CPU使用地址匯流排選擇所請求的I/O埠，使用數據匯流排在CPU寄存器和埠之間傳送數據。I/O埠還可以被映射到物理地址空間：因此，處理器和I/O設備之間的通信就可以直接使用對內存進行操作的匯編語言指令(例如，mov、and、or等等)。現代的硬體設備更傾向於映射I/O，因為這樣處理的速度較快，並可以和DMA結合起來使用。這樣io在和內存傳數據的時候就不需要通過cpu，cpu把匯流排的控制權交給DMA，每次io傳數據的時候就調用DMA一次，就把cpu給解放了出來。當數據傳輸完了以後，DMA通知給cpu中斷一次。DMA在運行的時候對整個匯流排有控制許可權，當cpu發現有其它進程需要使用匯流排的時候，二者就會產生爭用。這個時候，在匯流排控制權的使用上，CPU和DMA具有相等的許可權。只要CPU委託給了DMA，就不能隨意的收回這個委託，就要等待DMA的用完。

如果沒有其它進程可以運行，或者其它進程運行的時間非常短，這個時候CPU發現我們的IO仍然沒有完成，那就意味著，CPU只能等待IO了。CPU在時間分配裡面有個iowait的值，就是CPU在等待IO花費的時間。有些是在同步調用過程中，CPU必須要等待IO的完成;否者CPU可以釋放IO的傳輸在背後自動完成，CPU自己去處理其它的事情。等硬碟數據傳輸完成以後，硬碟只需要像CPU發起一個通知即可。CPU外圍有一種設備，這個設備叫做可編程中斷控制器。每一個硬體設備為了給CPU通信，在剛開機的時候，在BIOS實現檢測的時候，這個設備就要到可編程中斷控制器上去注冊一個所謂的中斷號。那麼這個號碼就歸這個硬體使用了。當前主機上可能有多個硬體，每一個硬體都有自己的號碼，CPU在收到中斷號以後，就能夠通過中斷相量表查找到那個硬體設備進行中斷。並且就由對應的IO埠過來處理了。

CPU正在運行其它進程，當一個中斷請求發過來的時候，CPU會立即終止當前正在處理的進程，而去處理中斷。當前CPU掛起當前正在處理的進程，轉而去執行中斷的過程，也叫做中斷切換。只不過，這種切換在量級別上比進程切換要低一些，而且任何中斷的優先順序通常比任何進程也要高，因為我們指的是硬體中斷。中斷還分為上半部和下半部，一般而言，上半部就是CPU在處理的時候，把它接進來，放到內存中，如果這個事情不是特別緊急(CPU或者內核會自己判斷)，因此在這種情況下，CPU回到現場繼續執行剛才掛起的進程，當這個進程處理完了，再回過頭來執行中斷的下半部分。

在32位系統中，我們的內存(線性地址)地址空間中，一般而言，低地址空間有一個G是給內核使用的，上面3個G是給進程使用的。但是應該明白，其實在內核內存當中，再往下，不是直接這樣劃分的。32位系統和64位系統可能不一樣(物理地址)，在32位系統中，最低端有那麼10多M的空間是給DMA使用的。DNA的匯流排寬度是很小的，可能只有幾位，所以定址能力很有限，訪問的內存空間也就很有限。如果DMA需要復制數據，而且自己能夠定址物理內存，還可以把數據直接壯哉進內存中去，那麼就必須保證DMA能夠定址那段內存才行。定址的前提就是把最低地址斷M，DA的定址范圍內的那一段給了DMA。所以站在這個角度來說，我們的內存管理是分區域的。

在32位系統上，16M的內存空間給了ZONE_DMA(DMA使用的物理地址空間);從16M到896M給了ZONE_NORMAL(正常物理地址空間)，對於Linux操作系統來說，是內核可以直接訪問的地址空間;從896M到1G這斷空間叫做"Reserved"(預留的物理地址空間);從1G到4G的這段物理地址空間中，我們的內核是不能直接訪問的，要想訪問必須把其中的一段內容映射到Reserved來，在Reserved中保留出那一段內存的地址編碼，我們內核才能上去訪問，所以內核不直接訪問大於1G的物理地址空間。所以在32位系統上，它訪問內存當中的數據，中間是需要一個額外步驟的。

在64位系統上，ZONE_DAM給了低端的1G地址空間，這個時候DMA的定址能力被大大加強了;ZONE_DAM32可以使用4G的空間;而大於1G以上給劃分了ZONE_NORMAL,這段空間都可以被內核直接訪問。所以在64位上，內核訪問大於1G的內存地址，就不需要額外的步驟了，效率和性能上也大大增加，這也就是為什麼要使用64位系統的原因。

在現在的PC架構上，AMD,INTER都支持一種機制，叫做PEA(物理地址擴展)。所謂PAE。指的是在32位系統的地址匯流排上，又擴展了4位，使得32位系統上的地址空間可以達到64G。當然在32為系統上，不管你的物理內存有多大，單個進程所使用的空間是無法擴展的。因為在32位的系統上，線性地址空間只有4個G，而單個進程能夠識別的訪問也只有3個G。

linux的虛擬內存子系統包含了以下幾個功能模塊：

slab allocator,zoned buddy allocator,MMU,kswapd,bdflush

slab allocator叫做slab分配器

buddy allocator又叫做buddy system，叫做夥伴系統，也是一種內存分配器

buddy system是工作在MMU之上的，而slab allocator又是工作在buddy system之上的。

設置為小於等於1G，在資料庫伺服器應該勁量避免使用交換內存

3.在應用伺服器上，可以設置為RAM*0.5，當然這個是理論值

如果不的不使用交換內存，應該把交換內存放到最靠外的磁軌分區上，因為最外邊的磁碟的訪問速度最快。所以如果有多塊硬碟，可以把每塊硬碟的最外層的磁軌拿一小部分出來作為交換分區。交換分區可以定義優先順序，因此把這些硬碟的交換內存的優先順序設置為一樣，可以實現負載均衡的效果。定義交換分區優先順序的方法為編輯/etc/fstab：

/dev/sda1 swap swap pri=5 0 0

/dev/sdb1 swap swap pri=5 0 0

/dev/sdc1 swap swap pri=5 0 0

/dev/sdd1 swap swap pri=5 0 0

四.內存耗盡時候的相關調優參數

當Linux內存耗盡的時候，它會殺死那些佔用內存最多的進程，以下三種情況會殺死進程：

1.所有的進程都是活動進程，這個時候想交換出去都沒有空閑的進程

2.沒有可用的page頁在ZONE_NORMAL中

3.有其它新進程啟動，申請內存空間的時候，要找一個空閑內存給做映射，但是這個時候找不到了

一旦內存耗盡的時候，操作系統就會啟用oom-kill機制。

在/proc/PID/目錄下有一個文件叫做oom_score,就是用來指定oom的評分的，就是壞蛋指數。

如果要手動啟用oom-kill機制的話，只需要執行echo f>/proc/sysrq-trigger即可，它會自動殺掉我們指定的壞蛋指數評分最高的那個進程

可以通過echo n > /proc/PID/oom_adj來調整一個進程的壞蛋評分指數。最終的評分指數就是2的oom_adj的值的N次方。假如我們的一個進程的oom_adj的值是5，那麼它的壞蛋評分指數就是2的5次方。

如果想禁止oom-kill功能的使用可以使用vm.panic_on_oom=1即可。

五.與容量有關的內存調優參數：

overcommit_memory,可用參數有3個，規定是否能夠過量使用內存：

0：默認設置，內核執行啟發式的過量使用處理

1：內核執行無內存的過量使用處理。使用這個值會增大內存超載的可能性

2：內存的使用量等於swap的大小+RAM*overcommit_ratio的值。如果希望減小內存的過度使用，這個值是最安全的

overcommit_ratio:將overcommit_memory指定為2時候，提供的物理RAM比例，默認為50

六.與通信相關的調優參數

常見在同一個主機中進行進程間通信的方式：

1.通過消息message;2.通過signal信號量進行通信;3.通過共享內存進行通信，跨主機常見的通信方式是rpc

以消息的方式實現進程通信的調優方案：

msgmax:以位元組為單位規定消息隊列中任意消息的最大允許大小。這個值一定不能超過該隊列的大小(msgmnb)，默認值為65536

msgmnb:以位元組為單位規定單一消息隊列的最大值(最大長度)。默認為65536位元組

msgmni:規定消息隊列識別符的最大數量(及隊列的最大數量)。64位架構機器的默認值為1985;32位架構機器的默認值為1736

以共享內存方式實現進程通信的調優方案：

shmall:以位元組為單位規定一次在該系統中可以使用的共享內存總量(單次申請的上限)

shmmax:以位元組為單位規定每一個共享內存片段的最大大小

shmmni:規定系統范圍內最大共享內存片段。在64和32位的系統上默認值都是4096

七.與容量相關的文件系統可調優參數：

file-max:列出內核分配的文件句柄的最大值

dirty_ratio:規定百分比值，當臟數據達到系統內存總數的這個百分比值後開始執行pdflush,默認為20

dirty_background_ratio:規定百分比值，當某一個進程自己所佔用的臟頁比例達到系統內存總數的這個百分比值後開始在後台執行pdflush，默認為10

dirty_expire_centisecs:pdlush每隔百分之一秒的時間開啟起來刷新臟頁，默認值為3000，所以每隔30秒起來開始刷新臟頁

dirty_writeback_centisecs:每隔百分之一秒開始刷新單個臟頁。默認值為500，所以一個臟頁的存在時間達到了5秒，就開始刷新臟

八.linux內存常用的觀察指標命令：

Memory activity

vmstat [interval] [count]

sar -r [interval] [count]

Rate of change in memory

sar -R [interval] [count]

frmpg/s:每秒釋放或者分配的內存頁，如果為正數，則為釋放的內存頁;如果為負數，則為分配的內存頁

bufpg/s:每秒buffer中獲得或者釋放的內存頁。如果為正數則為獲得的內存頁，為負數。則為釋放的內存頁

campg/s:每秒cache中獲得或者釋放的內存頁。如果為正數則為獲得的內存頁，為負數。則為釋放的內存頁

Swap activity

sar -W [interval] [count]

ALL IO

sar -B [interval] [count]

pgpgin/s:每秒從磁碟寫入到內核的塊數量

pgpgout/s:每秒從內核寫入到磁碟的塊數量

fault/s:每秒鍾出現的缺頁異常的個數

majflt/s:每秒鍾出現的大頁異常的個數

pgfree/s:每秒回收回來的頁面個數

㈢ Linux中如何使用斷點

終端輸入man
gdb可查命令
斷點設置是
b
n
(n
為續設斷點行號)
其他命令如下
gdb
file
first
///載入程序
break
n
///設置斷點，n為行號
run
///運行
print
x
///列印變數x
next
///執行下一句
stop
///停止
quit
///退出
如果要使用ide調試，建議用emacs,再cc-mode,ecb,Yasnippet和cedet
希望對你有幫助

㈣ linux中使用了什麼內存管理方法,為什麼

「事實勝於雄辯」，我們用一個小例子（原形取自《User-Level Memory Management》）來展示上面所講的各種內存區的差別與位置。

進程的地址空間對應的描述結構是「內存描述符結構」,它表示進程的全部地址空間，——包含了和進程地址空間有關的全部信息，其中當然包含進程的內存區域。

進程內存的分配與回收

創建進程fork()、程序載入execve()、映射文件mmap()、動態內存分配malloc()/brk()等進程相關操作都需要分配內存給進程。不過這時進程申請和獲得的還不是實際內存，而是虛擬內存，准確的說是「內存區域」。進程對內存區域的分配最終都會歸結到do_mmap（）函數上來（brk調用被單獨以系統調用實現，不用do_mmap()），

內核使用do_mmap()函數創建一個新的線性地址區間。但是說該函數創建了一個新VMA並不非常准確，因為如果創建的地址區間和一個已經存在的地址區間相鄰，並且它們具有相同的訪問許可權的話，那麼兩個區間將合並為一個。如果不能合並，那麼就確實需要創建一個新的VMA了。但無論哪種情況，do_mmap()函數都會將一個地址區間加入到進程的地址空間中－－無論是擴展已存在的內存區域還是創建一個新的區域。

同樣，釋放一個內存區域應使用函數do_ummap()，它會銷毀對應的內存區域。

如何由虛變實！

從上面已經看到進程所能直接操作的地址都為虛擬地址。當進程需要內存時，從內核獲得的僅僅是虛擬的內存區域，而不是實際的物理地址，進程並沒有獲得物理內存（物理頁面——頁的概念請大家參考硬體基礎一章），獲得的僅僅是對一個新的線性地址區間的使用權。實際的物理內存只有當進程真的去訪問新獲取的虛擬地址時，才會由「請求頁機制」產生「缺頁」異常，從而進入分配實際頁面的常式。

該異常是虛擬內存機制賴以存在的基本保證——它會告訴內核去真正為進程分配物理頁，並建立對應的頁表，這之後虛擬地址才實實在在地映射到了系統的物理內存上。（當然，如果頁被換出到磁碟，也會產生缺頁異常，不過這時不用再建立頁表了）

這種請求頁機制把頁面的分配推遲到不能再推遲為止，並不急於把所有的事情都一次做完（這種思想有點像設計模式中的代理模式（proxy））。之所以能這么做是利用了內存訪問的「局部性原理」，請求頁帶來的好處是節約了空閑內存，提高了系統的吞吐率。要想更清楚地了解請求頁機制，可以看看《深入理解linux內核》一書。

這里我們需要說明在內存區域結構上的nopage操作。當訪問的進程虛擬內存並未真正分配頁面時，該操作便被調用來分配實際的物理頁，並為該頁建立頁表項。在最後的例子中我們會演示如何使用該方法。

系統物理內存管理

雖然應用程序操作的對象是映射到物理內存之上的虛擬內存，但是處理器直接操作的卻是物理內存。所以當應用程序訪問一個虛擬地址時，首先必須將虛擬地址轉化成物理地址，然後處理器才能解析地址訪問請求。地址的轉換工作需要通過查詢頁表才能完成，概括地講，地址轉換需要將虛擬地址分段，使每段虛地址都作為一個索引指向頁表，而頁表項則指向下一級別的頁表或者指向最終的物理頁面。

每個進程都有自己的頁表。進程描述符的pgd域指向的就是進程的頁全局目錄。下面我們借用《linux設備驅動程序》中的一幅圖大致看看進程地址空間到物理頁之間的轉換關系。

上面的過程說起來簡單，做起來難呀。因為在虛擬地址映射到頁之前必須先分配物理頁——也就是說必須先從內核中獲取空閑頁，並建立頁表。下面我們介紹一下內核管理物理內存的機制。

物理內存管理（頁管理）

Linux內核管理物理內存是通過分頁機制實現的，它將整個內存劃分成無數個4k（在i386體系結構中）大小的頁，從而分配和回收內存的基本單位便是內存頁了。利用分頁管理有助於靈活分配內存地址，因為分配時不必要求必須有大塊的連續內存[3]，系統可以東一頁、西一頁的湊出所需要的內存供進程使用。雖然如此，但是實際上系統使用內存時還是傾向於分配連續的內存塊，因為分配連續內存時，頁表不需要更改，因此能降低TLB的刷新率（頻繁刷新會在很大程度上降低訪問速度）。

鑒於上述需求，內核分配物理頁面時為了盡量減少不連續情況，採用了「夥伴」關系來管理空閑頁面。夥伴關系分配演算法大家應該不陌生——幾乎所有操作系統方面的書都會提到,我們不去詳細說它了，如果不明白可以參看有關資料。這里只需要大家明白Linux中空閑頁面的組織和管理利用了夥伴關系，因此空閑頁面分配時也需要遵循夥伴關系，最小單位只能是2的冪倍頁面大小。內核中分配空閑頁面的基本函數是get_free_page/get_free_pages，它們或是分配單頁或是分配指定的頁面（2、4、8…512頁）。

注意：get_free_page是在內核中分配內存，不同於malloc在用戶空間中分配，malloc利用堆動態分配，實際上是調用brk()系統調用，該調用的作用是擴大或縮小進程堆空間（它會修改進程的brk域）。如果現有的內存區域不夠容納堆空間，則會以頁面大小的倍數為單位，擴張或收縮對應的內存區域，但brk值並非以頁面大小為倍數修改，而是按實際請求修改。因此Malloc在用戶空間分配內存可以以位元組為單位分配,但內核在內部仍然會是以頁為單位分配的。

另外,需要提及的是，物理頁在系統中由頁結構structpage描述，系統中所有的頁面都存儲在數組mem_map[]中，可以通過該數組找到系統中的每一頁（空閑或非空閑）。而其中的空閑頁面則可由上述提到的以夥伴關系組織的空閑頁鏈表（free_area[MAX_ORDER]）來索引。

內核內存使用

Slab

所謂尺有所長，寸有所短。以頁為最小單位分配內存對於內核管理系統中的物理內存來說的確比較方便，但內核自身最常使用的內存卻往往是很小（遠遠小於一頁）的內存塊——比如存放文件描述符、進程描述符、虛擬內存區域描述符等行為所需的內存都不足一頁。這些用來存放描述符的內存相比頁面而言，就好比是麵包屑與麵包。一個整頁中可以聚集多個這些小塊內存；而且這些小塊內存塊也和麵包屑一樣頻繁地生成/銷毀。

為了滿足內核對這種小內存塊的需要，Linux系統採用了一種被稱為slab分配器的技術。Slab分配器的實現相當復雜，但原理不難，其核心思想就是「存儲池[4]」的運用。內存片段（小塊內存）被看作對象，當被使用完後，並不直接釋放而是被緩存到「存儲池」里，留做下次使用，這無疑避免了頻繁創建與銷毀對象所帶來的額外負載。

Slab技術不但避免了內存內部分片（下文將解釋）帶來的不便（引入Slab分配器的主要目的是為了減少對夥伴系統分配演算法的調用次數——頻繁分配和回收必然會導致內存碎片——難以找到大塊連續的可用內存），而且可以很好地利用硬體緩存提高訪問速度。

Slab並非是脫離夥伴關系而獨立存在的一種內存分配方式，slab仍然是建立在頁面基礎之上，換句話說，Slab將頁面（來自於夥伴關系管理的空閑頁面鏈表）撕碎成眾多小內存塊以供分配，slab中的對象分配和銷毀使用kmem_cache_alloc與kmem_cache_free。

Kmalloc

Slab分配器不僅僅只用來存放內核專用的結構體，它還被用來處理內核對小塊內存的請求。當然鑒於Slab分配器的特點，一般來說內核程序中對小於一頁的小塊內存的請求才通過Slab分配器提供的介面Kmalloc來完成（雖然它可分配32到131072位元組的內存）。從內核內存分配的角度來講，kmalloc可被看成是get_free_page（s）的一個有效補充，內存分配粒度更靈活了。

有興趣的話，可以到/proc/slabinfo中找到內核執行現場使用的各種slab信息統計，其中你會看到系統中所有slab的使用信息。從信息中可以看到系統中除了專用結構體使用的slab外，還存在大量為Kmalloc而准備的Slab（其中有些為dma准備的）。

內核非連續內存分配（Vmalloc）

夥伴關系也好、slab技術也好，從內存管理理論角度而言目的基本是一致的，它們都是為了防止「分片」，不過分片又分為外部分片和內部分片之說，所謂內部分片是說系統為了滿足一小段內存區（連續）的需要，不得不分配了一大區域連續內存給它，從而造成了空間浪費；外部分片是指系統雖有足夠的內存，但卻是分散的碎片，無法滿足對大塊「連續內存」的需求。無論何種分片都是系統有效利用內存的障礙。slab分配器使得一個頁面內包含的眾多小塊內存可獨立被分配使用，避免了內部分片，節約了空閑內存。夥伴關系把內存塊按大小分組管理，一定程度上減輕了外部分片的危害，因為頁框分配不在盲目，而是按照大小依次有序進行，不過夥伴關系只是減輕了外部分片，但並未徹底消除。你自己比劃一下多次分配頁面後，空閑內存的剩餘情況吧。

所以避免外部分片的最終思路還是落到了如何利用不連續的內存塊組合成「看起來很大的內存塊」——這里的情況很類似於用戶空間分配虛擬內存，內存邏輯上連續，其實映射到並不一定連續的物理內存上。Linux內核借用了這個技術，允許內核程序在內核地址空間中分配虛擬地址，同樣也利用頁表（內核頁表）將虛擬地址映射到分散的內存頁上。以此完美地解決了內核內存使用中的外部分片問題。內核提供vmalloc函數分配內核虛擬內存，該函數不同於kmalloc，它可以分配較Kmalloc大得多的內存空間（可遠大於128K，但必須是頁大小的倍數），但相比Kmalloc來說,Vmalloc需要對內核虛擬地址進行重映射，必須更新內核頁表，因此分配效率上要低一些（用空間換時間）

與用戶進程相似,內核也有一個名為init_mm的mm_strcut結構來描述內核地址空間，其中頁表項pdg=swapper_pg_dir包含了系統內核空間（3G-4G）的映射關系。因此vmalloc分配內核虛擬地址必須更新內核頁表，而kmalloc或get_free_page由於分配的連續內存，所以不需要更新內核頁表。

vmalloc分配的內核虛擬內存與kmalloc/get_free_page分配的內核虛擬內存位於不同的區間，不會重疊。因為內核虛擬空間被分區管理，各司其職。進程空間地址分布從0到3G(其實是到PAGE_OFFSET,在0x86中它等於0xC0000000)，從3G到vmalloc_start這段地址是物理內存映射區域（該區域中包含了內核鏡像、物理頁面表mem_map等等）比如我使用的系統內存是64M(可以用free看到)，那麼(3G——3G+64M)這片內存就應該映射到物理內存，而vmalloc_start位置應在3G+64M附近（說"附近"因為是在物理內存映射區與vmalloc_start期間還會存在一個8M大小的gap來防止躍界）,vmalloc_end的位置接近4G(說"接近"是因為最後位置系統會保留一片128k大小的區域用於專用頁面映射，還有可能會有高端內存映射區，這些都是細節，這里我們不做糾纏)。

上圖是內存分布的模糊輪廓

由get_free_page或Kmalloc函數所分配的連續內存都陷於物理映射區域，所以它們返回的內核虛擬地址和實際物理地址僅僅是相差一個偏移量（PAGE_OFFSET），你可以很方便的將其轉化為物理內存地址，同時內核也提供了virt_to_phys（）函數將內核虛擬空間中的物理映射區地址轉化為物理地址。要知道，物理內存映射區中的地址與內核頁表是有序對應的，系統中的每個物理頁面都可以找到它對應的內核虛擬地址（在物理內存映射區中的）。

而vmalloc分配的地址則限於vmalloc_start與vmalloc_end之間。每一塊vmalloc分配的內核虛擬內存都對應一個vm_struct結構體（可別和vm_area_struct搞混，那可是進程虛擬內存區域的結構），不同的內核虛擬地址被4k大小的空閑區間隔，以防止越界——見下圖）。與進程虛擬地址的特性一樣，這些虛擬地址與物理內存沒有簡單的位移關系，必須通過內核頁表才可轉換為物理地址或物理頁。它們有可能尚未被映射，在發生缺頁時才真正分配物理頁面。

這里給出一個小程序幫助大家認清上面幾種分配函數所對應的區域。

#include<linux/mole.h>

#include<linux/slab.h>

#include<linux/vmalloc.h>

unsignedchar*pagemem;

unsignedchar*kmallocmem;

unsignedchar*vmallocmem;

intinit_mole(void)

{

pagemem = get_free_page(0);

printk("<1>pagemem=%s",pagemem);

kmallocmem = kmalloc(100,0);

printk("<1>kmallocmem=%s",kmallocmem);

vmallocmem = vmalloc(1000000);

printk("<1>vmallocmem=%s",vmallocmem);

}

voidcleanup_mole(void)

{

free_page(pagemem);

kfree(kmallocmem);

vfree(vmallocmem);

}

實例

內存映射(mmap)是Linux操作系統的一個很大特色，它可以將系統內存映射到一個文件（設備）上，以便可以通過訪問文件內容來達到訪問內存的目的。這樣做的最大好處是提高了內存訪問速度，並且可以利用文件系統的介面編程（設備在Linux中作為特殊文件處理）訪問內存，降低了開發難度。許多設備驅動程序便是利用內存映射功能將用戶空間的一段地址關聯到設備內存上，無論何時，只要內存在分配的地址范圍內進行讀寫，實際上就是對設備內存的訪問。同時對設備文件的訪問也等同於對內存區域的訪問，也就是說，通過文件操作介面可以訪問內存。Linux中的X伺服器就是一個利用內存映射達到直接高速訪問視頻卡內存的例子。

熟悉文件操作的朋友一定會知道file_operations結構中有mmap方法，在用戶執行mmap系統調用時，便會調用該方法來通過文件訪問內存——不過在調用文件系統mmap方法前，內核還需要處理分配內存區域（vma_struct）、建立頁表等工作。對於具體映射細節不作介紹了，需要強調的是,建立頁表可以採用remap_page_range方法一次建立起所有映射區的頁表，或利用vma_struct的nopage方法在缺頁時現場一頁一頁的建立頁表。第一種方法相比第二種方法簡單方便、速度快，但是靈活性不高。一次調用所有頁表便定型了，不適用於那些需要現場建立頁表的場合——比如映射區需要擴展或下面我們例子中的情況。

我們這里的實例希望利用內存映射，將系統內核中的一部分虛擬內存映射到用戶空間，以供應用程序讀取——你可利用它進行內核空間到用戶空間的大規模信息傳輸。因此我們將試圖寫一個虛擬字元設備驅動程序，通過它將系統內核空間映射到用戶空間——將內核虛擬內存映射到用戶虛擬地址。從上一節已經看到Linux內核空間中包含兩種虛擬地址：一種是物理和邏輯都連續的物理內存映射虛擬地址；另一種是邏輯連續但非物理連續的vmalloc分配的內存虛擬地址。我們的例子程序將演示把vmalloc分配的內核虛擬地址映射到用戶地址空間的全過程。

程序里主要應解決兩個問題：

第一是如何將vmalloc分配的內核虛擬內存正確地轉化成物理地址？

因為內存映射先要獲得被映射的物理地址，然後才能將其映射到要求的用戶虛擬地址上。我們已經看到內核物理內存映射區域中的地址可以被內核函數virt_to_phys轉換成實際的物理內存地址，但對於vmalloc分配的內核虛擬地址無法直接轉化成物理地址，所以我們必須對這部分虛擬內存格外「照顧」——先將其轉化成內核物理內存映射區域中的地址，然後在用virt_to_phys變為物理地址。

轉化工作需要進行如下步驟：

如下圖所示：

第二是當訪問vmalloc分配區時，如果發現虛擬內存尚未被映射到物理頁，則需要處理「缺頁異常」。因此需要我們實現內存區域中的nopaga操作，以能返回被映射的物理頁面指針，在我們的實例中就是返回上面過程中的內核物理內存映射區域中的地址。由於vmalloc分配的虛擬地址與物理地址的對應關系並非分配時就可確定，必須在缺頁現場建立頁表，因此這里不能使用remap_page_range方法，只能用vma的nopage方法一頁一頁的建立。

程序組成

map_driver.c，它是以模塊形式載入的虛擬字元驅動程序。該驅動負責將一定長的內核虛擬地址(vmalloc分配的)映射到設備文件上。其中主要的函數有——vaddress_to_kaddress（）負責對vmalloc分配的地址進行頁表解析,以找到對應的內核物理映射地址（kmalloc分配的地址）；map_nopage()負責在進程訪問一個當前並不存在的VMA頁時，尋找該地址對應的物理頁，並返回該頁的指針。

test.c它利用上述驅動模塊對應的設備文件在用戶空間讀取讀取內核內存。結果可以看到內核虛擬地址的內容（ok!），被顯示在了屏幕上。

執行步驟

編譯map_driver.c為map_driver.o模塊,具體參數見Makefile

載入模塊：insmodmap_driver.o

生成對應的設備文件

1在/proc/devices下找到map_driver對應的設備命和設備號：grepmapdrv/proc/devices

2建立設備文件mknodmapfilec 254 0（在我的系統里設備號為254）

利用maptest讀取mapfile文件，將取自內核的信息列印到屏幕上。

㈤ Linux的內存管理機制是什麼樣的

物理內存和虛擬內存
我們知道，直接從物理內存讀寫數據要比從硬碟讀寫數據要快的多，因此，我們希望所有數據的讀取和寫入都在內存完成，而內存是有限的，這樣就引出了物理內存與虛擬內存的概念。

物理內存就是系統硬體提供的內存大小，是真正的內存，相對於物理內存，在linux下還有一個虛擬內存的概念，虛擬內存就是為了滿足物理內存的不足而提出的策略，它是利用磁碟空間虛擬出的一塊邏輯內存，用作虛擬內存的磁碟空間被稱為交換空間（Swap Space）。
作為物理內存的擴展，linux會在物理內存不足時，使用交換分區的虛擬內存，更詳細的說，就是內核會將暫時不用的內存塊信息寫到交換空間，這樣以來，物理內存得到了釋放，這塊內存就可以用於其它目的，當需要用到原始的內容時，這些信息會被重新從交換空間讀入物理內存。
linux的內存管理採取的是分頁存取機制，為了保證物理內存能得到充分的利用，內核會在適當的時候將物理內存中不經常使用的數據塊自動交換到虛擬內存中，而將經常使用的信息保留到物理內存。
要深入了解linux內存運行機制，需要知道下面提到的幾個方面：
首先，Linux系統會不時的進行頁面交換操作，以保持盡可能多的空閑物理內存，即使並沒有什麼事情需要內存，Linux也會交換出暫時不用的內存頁面。這可以避免等待交換所需的時間。
其次，linux進行頁面交換是有
條件的，不是所有頁面在不用時都交換到虛擬內存，linux內核根據」最近最經常使用「演算法，僅僅將一些不經常使用的頁面文件交換到虛擬內存，有時我們會
看到這么一個現象：linux物理內存還有很多，但是交換空間也使用了很多。其實，這並不奇怪，例如，一個佔用很大內存的進程運行時，需要耗費很多內存資
源，此時就會有一些不常用頁面文件被交換到虛擬內存中，但後來這個佔用很多內存資源的進程結束並釋放了很多內存時，剛才被交換出去的頁面文件並不會自動的
交換進物理內存，除非有這個必要，那麼此刻系統物理內存就會空閑很多，同時交換空間也在被使用，就出現了剛才所說的現象了。關於這點，不用擔心什麼，只要
知道是怎麼一回事就可以了。
最後，交換空間的頁面在使用時會首
先被交換到物理內存，如果此時沒有足夠的物理內存來容納這些頁面，它們又會被馬上交換出去，如此以來，虛擬內存中可能沒有足夠空間來存儲這些交換頁面，最
終會導致linux出現假死機、服務異常等問題，linux雖然可以在一段時間內自行恢復，但是恢復後的系統已經基本不可用了。
因此，合理規劃和設計linux內存的使用，是非常重要的.
內存的監控
作為一名linux系統管理員，監控內存的使用狀態是非常重要的，通過監控有助於了解內存的使用狀態，比如內存佔用是否正常，內存是否緊缺等等，監控內存最常使用的命令有free、top等，下面是某個系統free的輸出：
[haixigov@WEBServer ~]$ free
total used free shared buffers cached
Mem: 16402432 16360492 41940 0 465404 12714880
-/+ buffers/cache: 3180208 13222224
Swap: 8193108 264 8192844

我們解釋下輸出結果中每個選項的含義：
首先是第一行：
 total：物理內存的總大小。
 used：已經使用的物理內存多小。
 free：空閑的物理內存值。
 shared：多個進程共享的內存值。
 buffers/cached：磁碟緩存的大小。
第二行Mem：代表物理內存使用情況。
第三行(-/+ buffers/cached)：代表磁碟緩存使用狀態。
第四行：Swap表示交換空間內存使用狀態。
free命令輸出的內存狀態，可以通過兩個角度來查看：一個是從內核的角度來看，一個是從應用層的角度來看的。

從內核的角度來查看內存的狀態
就是內核目前可以直接分配到，不需要額外的操作，即為上面free命令輸出中第二行Mem項的值，可以看出，此系統物理內存有16G，空閑的內存只有41940K，也就是40M多一點，我們來做一個這樣的計算：
16402432－16360492＝41940

其實就是總的物理內存減去已經使用的物理內存得到的就是空閑的物理內存大小，注意這里的可用內存值41940並不包含處於buffers和cached狀態的內存大小。

如果你認為這個系統空閑內存太小，那你就錯了，實際上，內核完全控制著內存的使用情況，linux會在需要內存的時候，或在系統運行逐步推進時，將buffers和cached狀態的內存變為free狀態的內存，以供系統使用。

從應用層的角度來看系統內存的使用狀態
也就是linux上運行的應用程序可以使用的內存大小，即free命令第三行「(-/+ buffers/cached)」的輸出，可以看到，此系統已經使用的內存才3180208K，而空閑的內存達到13222224K，繼續做這樣一個計算：
41940＋（465404＋12714880）＝13222224
通
過這個等式可知，應用程序可用的物理內存值是Mem項的free值加上buffers和cached值之和，也就是說，這個free值是包括
buffers和cached項大小的，對於應用程序來說，buffers/cached佔有的內存是可用的，因為buffers/cached是為了提
高文件讀取的性能，當應用程序需要用到內存的時候，buffers/cached會很快地被回收，以供應用程序使用。

buffers與cached的異同
在
Linux
操作系統中，當應用程序需要讀取文件中的數據時，操作系統先分配一些內存，將數據從磁碟讀入到這些內存中，然後再將數據分發給應用程序；當需要往文件中寫
數據時，操作系統先分配內存接收用戶數據，然後再將數據從內存寫到磁碟上。然而，如果有大量數據需要從磁碟讀取到內存或者由內存寫入磁碟時，系統的讀寫性
能就變得非常低下，因為無論是從磁碟讀數據，還是寫數據到磁碟，都是一個很消耗時間和資源的過程，在這種情況下，linux引入了buffers和
cached機制。

buffers與cached都是內存操作，用來保存系統曾經打開過的文件以及文件屬性信息，這樣當操作系統需要讀取
某些文件時，會首先在buffers與cached內存區查找，如果找到，直接讀出傳送給應用程序，如果沒有找到需要數據，才從磁碟讀取，這就是操作系統
的緩存機制，通過緩存，大大提高了操作系統的性能。但buffers與cached緩沖的內容卻是不同的。

buffers是用來緩沖塊設
備做的，它只記錄文件系統的元數據（metadata）以及 tracking in-flight
pages，而cached是用來給文件做緩沖。更通俗一點說：buffers主要用來存放目錄裡面有什麼內容，文件的屬性以及許可權等等。而cached
直接用來記憶我們打開過的文件和程序。

為了驗證我們的結論是否正確，可以通過vi打開一個非常大的文件，看看cached的變化，然後再次vi這個文件，感覺一下兩次打開的速度有何異同，是不是第二次打開的速度明顯快於第一次呢？
接著執行下面的命令：
find /* -name *.conf
看看buffers的值是否變化，然後重復執行find命令，看看兩次顯示速度有何不同。
Linux操作系統的內存運行原理，很大程度上是根據伺服器的需求來設計的，例如系統的緩沖機制會把經常使用到的文件和數據緩存在cached
中，linux總是在力求緩存更多的數據和信息，這樣再次需要這些數據時可以直接從內存中取，而不需要有一個漫長的磁碟操作，這種設計思路提高了系統的整
體性能。
交換空間swap的使用
雖然現在的內存已經變得非常廉價，但是swap仍然有很大的使用價值，合理的規劃和使用swap分區，對系統穩定運行至關重要。Linux下可以使用文件系統中的一個常規文件或者一個獨立分區作為交換空間使用。同時linux允許使用多個交換分區或者交換文件。

創建swap交換空間
創建交換空間所需的交換文件是一個普通的文件，但是，創建交換文件與創建普通文件不同，必須通過dd命令來完成，同時這個文件必須位於本地硬碟上，不能在網路文件系統（NFS）上創建swap交換文件。例如：
[root@localhost ~]# dd if=/dev/zero of=/data/swapfile bs=1024 count=65536
65536+0 records in
65536+0 records out
這樣就創建一個有連續空間的交換文件，大小為60M左右，關於dd命令做簡單的講述:
if＝輸入文件，或者設備名稱。
of＝輸出文件或者設備名稱。
ibs=bytes 表示一次讀入bytes 個位元組(即一個塊大小為 bytes 個位元組)。
obs=bytes 表示一次寫bytes 個位元組(即一個塊大小為 bytes 個位元組)。
bs＝bytes，同時設置讀寫塊的大小，以bytes為單位，此參數可代替 ibs 和 obs。
count=blocks 僅拷貝blocks個塊。
skip=blocks 表示從輸入文件開頭跳過 blocks 個塊後再開始復制。
seek=blocks表示從輸出文件開頭跳過 blocks 個塊後再開始復制。(通常只有當輸出文件是磁碟或磁帶時才有效)
這里的輸入設備/dev/zero代表一個輸出永遠為0的設備文件，使用它作輸入可以得到全為空的文件。
激活和使用swap
首先通過mkswap命令指定作為交換空間的設備或者文件：
[root@localhost ~]#mkswap /data/swapfile
Setting up swapspace version 1, size = 67104 kB
[root@localhost backup]# free
total used free shared buffers cached
Mem: 2066632 1998188 68444 0 26160 1588044
-/+ buffers/cache: 383984 1682648
Swap: 4088500 101036 3987464
從上面輸出可知，我們指定了一個67104 kB的交換空間，而此時新建的交換空間還未被使用，下面簡單介紹下mkswap命令，mkswap的一般使用格式為：
mkswap [參數] [設備名稱或文件][交換區大小]
參數：
-c：建立交換區前，先檢查是否有損壞的區塊。
-v0：建立舊式交換區，此為預設值。
-v1：建立新式交換區。
交換區大小：指定交換區的大小，單位為1024位元組。
設置交換分區後，接著通過swapon命令激活swap：
[root@localhost ~]#/usr/sbin/swapon /data/swapfile
[root@localhost backup]# free
total used free shared buffers cached
Mem: 2066632 1997668 68964 0 27404 1588880
-/+ buffers/cache: 381384 1685248
Swap: 4154028 100976 4053052

通
過free命令可以看出，swap大小已經由4088500k變為4154028k，相差的值是60M左右，剛好等於我們增加的一個交換文件大小，這說明
新增的交換分區已經可以使用了，但是如果linux重啟，那麼新增的swap空間將變得不可用，因此需要在/etc/fstab中添加自動載入設置：
/data/swapfile none swap sw 0 0
如此以來，linux在重啟後就可以實現自動載入swap分區了。其實linux在啟動過程中會執行「swapon -a」命令，此命令會載入列在/etc/fstab中的所有交換空間。

移除swap
通過swapoff即可移除一個交換空間
[root@localhost ~]#/usr/sbin/swapoff /data/swapfile
其實也可以通過「swapoff -a」移除在/etc/fstab中定義的所有交換空間，這里的「swapoff -a」與上面提到的「swapon -a」對應。執行「swapoff -a」後，free命令輸出如下：
[root@localhost backup]# free
total used free shared buffers cached
Mem: 2066632 2048724 17908 0 30352 1642748
-/+ buffers/cache: 375624 1691008
Swap: 0 0 0

㈥ Linux下實現斷點續傳的原理介紹

Linux下實現斷點續傳的原理介紹

斷點續傳的原理

其實斷點續傳的原理很簡單，就是在 Http 的請求上和一般的下載有所不同而已。

打個比方，瀏覽器請求伺服器上的一個文時，所發出的請求如下：

假設伺服器域名為 ，文件名為 down.zip。

GET /down.zip HTTP/1.1

Accept： image/gif， image/x-xbitmap， image/jpeg， image/pjpeg， application/vnd.ms-

excel， application/msword， application/vnd.ms-powerpoint， */*

Accept-Language： zh-cn

Accept-Encoding： gzip， deflate

User-Agent： Mozilla/4.0 (compatible; MSIE 5.01; Windows NT 5.0)

Connection： Keep-Alive

伺服器收到請求後，按要求尋找請求的文件，提取文件的信息，然後返回給瀏覽器，返回信息如下：

200

Content-Length=106786028

Accept-Ranges=bytes

Date=Mon， 30 Apr 2001 12:56:11 GMT

ETag=W/「02ca57e173c11:95b」

Content-Type=application/octet-stream

Server=Microsoft-IIS/5.0

Last-Modified=Mon， 30 Apr 2001 12:56:11 GMT

所謂斷點續傳，也就是要從文件已經下載的地方開始繼續下載。所以在客戶端瀏覽器傳給 Web 伺服器的時候要多加一條信息 -- 從哪裡開始。

下面是用自己編的一個「瀏覽器」來傳遞請求信息給 Web 伺服器，要求從 2000070 位元組開始。

GET /down.zip HTTP/1.0

User-Agent： NetFox

RANGE： bytes=2000070-

Accept： text/html， image/gif， image/jpeg， *; q=.2， */*; q=.2

仔細看一下就會發現多了一行 RANGE： bytes=2000070-

這一行的意思就是告訴伺服器 down.zip 這個文件從 2000070 位元組開始傳，前面的位元組不用傳了。

伺服器收到這個請求以後，返回的信息如下：

206

Content-Length=106786028

Content-Range=bytes 2000070-106786027/106786028

Date=Mon， 30 Apr 2001 12:55:20 GMT

ETag=W/「02ca57e173c11:95b」

Content-Type=application/octet-stream

Server=Microsoft-IIS/5.0

Last-Modified=Mon， 30 Apr 2001 12:55:20 GMT

和前面伺服器返回的信息比較一下，就會發現增加了一行：

Content-Range=bytes 2000070-106786027/106786028

返回的`代碼也改為 206 了，而不再是 200 了。

知道了以上原理，就可以進行斷點續傳的編程了。

Java 實現斷點續傳的關鍵幾點

(1) 用什麼方法實現提交 RANGE： bytes=2000070-。

當然用最原始的 Socket 是肯定能完成的，不過那樣太費事了，其實 Java 的 net 包中提供了這種功能。代碼如下：

URL url = new URL(「/down.zip」);

HttpURLConnection httpConnection = (HttpURLConnection)url.openConnection();

// 設置 User-Agent

httpConnection.setRequestProperty(「User-Agent」，「NetFox」);

// 設置斷點續傳的開始位置

http Connection.setRequestProperty(「RANGE」，「bytes=2000070」);

// 獲得輸入流

InputStream input = httpConnection.getInputStream();

從輸入流中取出的位元組流就是 down.zip 文件從 2000070 開始的位元組流。 大家看，其實斷點續傳用 Java 實現起來還是很簡單的吧。 接下來要做的事就是怎麼保存獲得的流到文件中去了。

保存文件採用的方法。

我採用的是 IO 包中的 RandAccessFile 類。

操作相當簡單，假設從 2000070 處開始保存文件，代碼如下：

RandomAccess oSavedFile = new RandomAccessFile(「down.zip」，「rw」);

long nPos = 2000070;

// 定位文件指針到 nPos 位置

oSavedFile.seek(nPos);

byte[] b = new byte[1024];

int nRead;

// 從輸入流中讀入位元組流，然後寫到文件中

while((nRead=input.read(b，0，1024)) 》 0)

{

oSavedFile.write(b，0，nRead);

}

以上就是斷點續傳的原理，知道這些原理，相信大家都能夠進行編程了吧，這個技術在現在的電腦技術上也算不得什麼，打家應該都注意到我們下載時都是斷點續傳吧

㈦ 內存訪問斷點和 硬體訪問斷點有什麼區別

內存斷點是通過把相應位置指令替換成int3來實現的。硬體斷點是通過設置CPU相應硬體寄存器來阻止程序繼續運行的。因為修改程序代碼你想怎麼改就怎麼改。所以內存斷點你可以設置很多個。而硬體寄存器數量有限，所以只能設置幾個（目前大多數是4個）因為修改的是程序的代碼，所以內存斷點很容易被程序自身檢測到。而硬體斷點則很難被發現。

㈧ linux中物理內存和虛擬內存

vmstat是Virtual Meomory Statistics（虛擬內存統計）的縮寫，可對操作系統的虛擬內存、進程、CPU活動進行監控。他是對系統的整體情況進行統計，不足之處是無法對某個進程進行深入分析。vmstat 工具提供了一種低開銷的系統性能觀察方式。因為 vmstat 本身就是低開銷工具，在非常高負荷的伺服器上，你需要查看並監控系統的健康情況,在控制窗口還是能夠使用vmstat 輸出結果。在學習vmstat命令前，我們先了解一下Linux系統中關於物理內存和虛擬內存相關信息。

物理內存和虛擬內存區別：

我們知道，直接從物理內存讀寫數據要比從硬碟讀寫數據要快的多，因此，我們希望所有數據的讀取和寫入都在內存完成，而內存是有限的，這樣就引出了物理內存與虛擬內存的概念。

物理內存就是系統硬體提供的內存大小，是真正的內存，相對於物理內存，在linux下還有一個虛擬內存的概念，虛擬內存就是為了滿足物理內存的不足而提出的策略，它是利用磁碟空間虛擬出的一塊邏輯內存，用作虛擬內存的磁碟空間被稱為交換空間（Swap Space）。

作為物理內存的擴展，linux會在物理內存不足時，使用交換分區的虛擬內存，更詳細的說，就是內核會將暫時不用的內存塊信息寫到交換空間，這樣以來，物理內存得到了釋放，這塊內存就可以用於其它目的，當需要用到原始的內容時，這些信息會被重新從交換空間讀入物理內存。

linux的內存管理採取的是分頁存取機制，為了保證物理內存能得到充分的利用，內核會在適當的時候將物理內存中不經常使用的數據塊自動交換到虛擬內存中，而將經常使用的信息保留到物理內存。

要深入了解linux內存運行機制，需要知道下面提到的幾個方面：

首先，Linux系統會不時的進行頁面交換操作，以保持盡可能多的空閑物理內存，即使並沒有什麼事情需要內存，Linux也會交換出暫時不用的內存頁面。這可以避免等待交換所需的時間。

其次，linux進行頁面交換是有條件的，不是所有頁面在不用時都交換到虛擬內存，linux內核根據」最近最經常使用「演算法，僅僅將一些不經常使用的頁面文件交換到虛擬內存，有時我們會看到這么一個現象：linux物理內存還有很多，但是交換空間也使用了很多。其實，這並不奇怪，例如，一個佔用很大內存的進程運行時，需要耗費很多內存資源，此時就會有一些不常用頁面文件被交換到虛擬內存中，但後來這個佔用很多內存資源的進程結束並釋放了很多內存時，剛才被交換出去的頁面文件並不會自動的交換進物理內存，除非有這個必要，那麼此刻系統物理內存就會空閑很多，同時交換空間也在被使用，就出現了剛才所說的現象了。關於這點，不用擔心什麼，只要知道是怎麼一回事就可以了。

最後，交換空間的頁面在使用時會首先被交換到物理內存，如果此時沒有足夠的物理內存來容納這些頁面，它們又會被馬上交換出去，如此以來，虛擬內存中可能沒有足夠空間來存儲這些交換頁面，最終會導致linux出現假死機、服務異常等問題，linux雖然可以在一段時間內自行恢復，但是恢復後的系統已經基本不可用了。

因此，合理規劃和設計linux內存的使用，是非常重要的。

虛擬內存原理：

在系統中運行的每個進程都需要使用到內存，但不是每個進程都需要每時每刻使用系統分配的內存空間。當系統運行所需內存超過實際的物理內存，內核會釋放某些進程所佔用但未使用的部分或所有物理內存，將這部分資料存儲在磁碟上直到進程下一次調用，並將釋放出的內存提供給有需要的進程使用。

在Linux內存管理中，主要是通過「調頁Paging」和「交換Swapping」來完成上述的內存調度。調頁演算法是將內存中最近不常使用的頁面換到磁碟上，把活動頁面保留在內存中供進程使用。交換技術是將整個進程，而不是部分頁面，全部交換到磁碟上。

分頁(Page)寫入磁碟的過程被稱作Page-Out，分頁(Page)從磁碟重新回到內存的過程被稱作Page-In。當內核需要一個分頁時，但發現此分頁不在物理內存中(因為已經被Page-Out了)，此時就發生了分頁錯誤（Page Fault）。

當系統內核發現可運行內存變少時，就會通過Page-Out來釋放一部分物理內存。經管Page-Out不是經常發生，但是如果Page-out頻繁不斷的發生，直到當內核管理分頁的時間超過運行程式的時間時，系統效能會急劇下降。這時的系統已經運行非常慢或進入暫停狀態，這種狀態亦被稱作thrashing(顛簸)。

總結：物理內存就是硬體提供的真實的內存，比如我們電腦內存不夠了，就會加一個內存條
虛擬內存就是從磁碟上虛擬出來的一塊邏輯內存，用做虛擬內存的磁碟空間被稱為交換空間（Swap Space
經常使用的文件會優先放在物理內存，不經常使用的文件會放到虛擬內存裡面。

㈨ Linux下怎麼實現斷點續傳

linux下有個經典的下載工具wget。它就有斷點續傳的功能
方法是wget -c空格，後面跟上具體的下載地址。但是，有個前提就是伺服器要能支持斷點續傳才行。至於 重試，使用-t。重試50次，就寫-t空格50，如果是-t空格0，則意味著不停的重試，直到成功連接或斷網關機。-T代表超時等待時間。-T空格90。表示等90秒連接不上就算連接超時了。

㈩ 如何理解Linux中的OOM機制

Linux 內核有個機制叫OOM killer（Out-Of-Memory killer），該機制會監控那些佔用內存過大，尤其是瞬間很快消耗大量內存的進程，為了防止內存耗盡而內核會把該進程殺掉。