内核数据段区分是哪个进程的吗

1. 内核线程和内核级线程有什么区别

linux下线程分为用户级线程和内核级线程，在内核来看，线程和进程是一样的，本质上没有区别内核提供的是创建进程的接口do_fork()。内核提供了两个系统调用clone()和fork()，最终都用不同的参数调用do_fork()核内API。当然，要想实现线程，没有核心对多进程（其实是轻量级进程）共享数据段的支持是不行的，因此，do_fork()提供了很多参数，包括CLONE_VM（共享内存空间）、CLONE_FS（共享文件系统信息）、CLONE_FILES（共享文件描述符表）、CLONE_SIGHAND（共享信号句柄表）和CLONE_PID（共享进程ID，仅对核内进程，即0号进程有效）。当使用fork系统调用时，内核调用do_fork()不使用任何共享属性，进程拥有独立的运行环境，而使用pthread_create()来创建线程时，则最终设置了所有这些属性来调用__clone()，而这些参数又全部传给核内的do_fork()，从而创建的“进程”拥有共享的运行环境，只有栈是独立的，由__clone()传入。具体可以参考>第三版，讲的非常详细

2. Linux 0.11版内核内存问题

我上网上查了点资料不知道有用不
以win32程序为例。
程序执行时，操作系统将exe文件映射入内存。exe文件格式为头数据和各段数据组成。头数据说明了exe文件的属性和执行环境，段数据又分为数据段，代码段，资源段等，段的多少和位置由头数据说明。也就是说，不仅仅只是代码段和数据段。这些段由不同的编译环境和编译参数控制，由编译器自动生成exe的段和文件格式。当操作系统执行exe时，会动态建立堆栈段，它是动态的，并且属于操作系统执行环境。

也就是说，程序在内存的映射一个为exe文件映射，包括数据段、代码段等它是不变的。
另一个为堆栈段，它是随程序运行动态改变的。

其他操作系统会有他自己的执行方式，但大体如上。

http://www.17lamp.net/forum/lamp/20081028122208
http://blog.csdn.net/lijingze2003/archive/2005/04/09/340804.aspx

3. 什么是计算机线程进程和线程两者有什么区别

进程：

对应用程序来说，进程就像一个大容器。在应用程序被运行后，就相当于将应用程序装进容器里了，你可以往容器里加其他东西(如:应用程序在运行时所需的变量数据、需要引用的DLL文件等)，当应用程序被运行两次时，容器里的东西并不会被倒掉，系统会找一个新的进程容器来容纳它。

进程是由进程控制块、程序段、数据段三部分组成。一个进程可以包含若干线程(Thread)，线程可以帮助应用程序同时做几件事(比如一个线程向磁盘写入文件，另一个则接收用户的按键操作并及时做出反应，互相不干扰)，在程序被运行后中，系统首先要做的就是为该程序进程建立一个默认线程，然后程序可以根据需要自行添加或删除相关的线程。
是可并发执行的程序。在一个数据集合上的运行过程，是系统进行资源分配和调度的一个独立单位，也是称活动、路径或任务，它有两方面性质：活动性、并发性。进程可以划分为运行、阻塞、就绪三种状态，并随一定条件而相互转化：就绪--运行，运行--阻塞，阻塞--就绪。

进程为应用程序的运行实例，是应用程序的一次动态执行。看似高深，我们可以简单地理解为：它是操作系统当前运行的执行程序。在系统当前运行的执行程序里包括：系统管理计算机个体和完成各种操作所必需的程序；用户开启、执行的额外程序，当然也包括用户不知道，而自动运行的非法程序（它们就有可能是病毒程序）。
危害较大的可执行病毒同样以“进程”形式出现在系统内部（一些病毒可能并不被进程列表显示，如“宏病毒”），那么及时查看并准确杀掉非法进程对于手工杀毒有起着关键性的作用。

进程是程序在计算机上的一次执行活动。当你运行一个程序，你就启动了一个进程。显然，程序是

死的(静态的)，进程是活的(动态的)。进程可以分为系统进程和用户进程。凡是用于完成操作系统的各种

功能的进程就是系统进程，它们就是处于运行状态下的操作系统本身；用户进程就是所有由你启动的进程。进程是操作系统进行资源分配的单位。

在Windows下，进程又被细化为线程，也就是一个进程下有多个能独立运行的更小的单位。
1.进程的引入:
多道程序在执行时，需要共享系统资源，从而导致各程序在执行过程中出现相互制约的关系，程序的执行表现出间断性的特征。这些特征都是在程序的执行过程中发生的，是动态的过程，而传统的程序本身是一组指令的集合，是一个静态的概念，无法描述程序在内存中的执行情况，即我们无法从程序的字面上看出它何时执行，何时停顿，也无法看出它与其它执行程序的关系，因此，程序这个静态概念已不能如实反映程序并发执行过程的特征。为了深刻描述程序动态执行过程的性质，人们引入“进程（Process）”概念。
2.进程的概念:
进程的概念是60年代初首先由麻省理工学院的MULTICS系统和IBM公司的CTSS/360系统引入的。
进程是一个具有独立功能的程序关于某个数据集合的一次运行活动。它可以申请和拥有系统资源，是一个动态的概念，是一个活动的实体。它不只是程序的代码，还包括当前的活动，通过程序计数器的值和处理寄存器的内容来表示。
进程是操作系统中最基本、重要的概念。是多道程序系统出现后，为了刻画系统内部出现的动态情况，描述系统内部各道程序的活动规律引进的一个概念,所有多道程序设计操作系统都建立在进程的基础上。
操作系统引入进程的概念的原因:
从理论角度看，是对正在运行的程序过程的抽象；
从实现角度看，是一种数据结构，目的在于清晰地刻划动态系统的内在规律，有效管理和调度进入计算机系统主存储器运行的程序。
3.进程的特征
动态性：进程的实质是程序的一次执行过程，进程是动态产生，动态消亡的。
并发性：任何进程都可以同其他进程一起并发执行
独立性：进程是一个能独立运行的基本单位，同时也是系统分配资源和调度的独立单位；
异步性：由于进程间的相互制约，使进程具有执行的间断性，即进程按各自独立的、不可预知的速度向前推进
结构特征：进程由程序、数据和进程控制块三部分组成。
4.进程与程序的关系
程序是指令的有序集合，其本身没有任何运行的含义，是一个静态的概念。而进程是程序在处理机上的一次执行过程，它是一个动态的概念。
程序可以作为一种软件资料长期存在，而进程是有一定生命期的。程序是永久的，进程是暂时的。
进程更能真实地描述并发，而程序不能；进程是由程序和数据两部分组成的。
进程具有创建其他进程的功能，而程序没有。
同一程序同时运行于若干个数据集合上，它将属于若干个不同的进程。也就是说同一程序可以对应多个进程。
在传统的操作系统中，程序并不能独立运行，作为资源分配和独立运行的基本单元都是进程。

Windows XP 常见的进程列表
[编辑本段]

1、最基本的系统进程
这些进程是系统运行的基本条件，有了这些进程，系统才能正常运行。

smss.exe Session Manager
csrss.exe 子系统服务器进程
winlogon.exe 管理用户登录
services.exe 包含很多系统服务
lsass.exe
管理IP安全策略以及启动ISAKMP/Oakley(IKE)和IP安全驱动程序。(系统服务)
产生会话密钥以及授予用于交互式客户/服务器验证的服务凭据(ticket)。(系统服务)
svchost.exe 包含很多系统服务
SPOOLSV.EXE 将文件加载到内存中以便迟后打印。(系统服务)
explorer.exe 资源管理器
internat.exe 托盘区的拼音图标

2、附加的系统进程
这些进程不是必要的，你可以根据需要通过服务管理器来增加或减少
mstask.exe 允许程序在指定时间运行。(系统服务)
regsvc.exe 允许远程注册表操作。(系统服务)
winmgmt.exe 提供系统管理信息(系统服务)。
inetinfo.exe
通过 Internet 信息服务的管理单元提供 FTP 连接和管理。(系统服务)
tlntsvr.exe
允许远程用户登录到系统并且使用命令行运行控制台程序。(系统服务)
允许通过Internet信息服务的管理单元管理 Web 和 FTP 服务。(系统服务)

tftpd.exe
实现TFTP Internet标准。该标准不要求用户名和密码。远程安装服务
的一部分。(系统服务)
termsrv.exe
提供多会话环境允许客户端设备访问虚拟的Windows 2000 Professional 桌面会话以及运行在服务器上的基于Windows的程序。(系统服务)
dns.exe 应答对域名系统(DNS)名称的查询和更新请求。(系统服务)

3、不常用服务
以下服务很少会用到，上面的服务都对安全有害，如果不是必要的应该关掉
tcpsvcs.exe 提供在PXE可远程启动客户计算机上远程安装 Windows 2000
Professional 的能力。(系统服务)
支持以下 TCP/IP 服务Character Generator,Daytime,Discard,Echo,以及Quote of the Day。(系统服务)
ismserv.exe
允许在Windows Advanced Server站点间发送和接收消息。(系统服务)
ups.exe
管理连接到计算机的不间断电源(UPS)。(系统服务)
wins.exe
为注册和解析NetBIOS型名称的TCP/IP客户提供NetBIOS名称服务。(系统服务)
llssrv.exe License Logging Service(system service)
ntfrs.exe 在多个服务器间维护文件目录内容的文件同步。(系统服务)
RsSub.exe 控制用来远程储存数据的媒体。(系统服务)
locator.exe 管理 RPC 名称服务数据库。(系统服务)
lserver.exe 注册客户端许可证。(系统服务)
dfssvc.exe 管理分布于局域网或广域网的逻辑卷。(系统服务)
clipsrv.exe
支持“剪贴簿查看器”，以便可以从远程剪贴簿查阅剪贴页面。(系统服务)
msdtc.exe
并列事务，是分布于两个以上的数据库，消息队列，文件系统，或其它事务保护资源管理器。(系统服务)
faxsvc.exe 帮助您发送和接收传真。(系统服务)
cisvc.exe Indexing Service(system service)
dmadmin.exe 磁盘管理请求的系统管理服务。(系统服务)
mnmsrvc.exe
允许有权限的用户使用NetMeeting远程访问Windows桌面。(系统服务)
netdde.exe
提供动态数据交换(DDE)的网络传输和安全特性。(系统服务)
smlogsvc.exe 配置性能日志和警报。(系统服务)
rsvp.exe
为依赖质量服务(QoS)的程序和控制应用程序提供网络信号和本地通信控制
安装功能。(系统服务)
RsEng.exe
协调用来储存不常用数据的服务和管理工具。(系统服务)
RsFsa.exe 管理远程储存的文件的操作。(系统服务)
grovel.exe
扫描零备份存储(SIS)卷上的重复文件，并且将重复文件指向一个数据存
储点，以节省磁盘空间。(系统服务)
SCardSvr.exe
对插入在计算机智能卡阅读器中的智能卡进行管理和访问控制。(系统服务)
snmp.exe
包含代理程序可以监视网络设备的活动并且向网络控制台工作站汇报。(系
统服务)
snmptrap.exe
接收由本地或远程SNMP代理程序产生的陷阱消息，然后将消息传递到运行在这台计算机上SNMP管理程序。(系统服务)
UtilMan.exe 从一个窗口中启动和配置辅助工具。(系统服务)
msiexec.exe
依据.MSI文件中包含的命令来安装、修复以及删除软件。(系统服务)

线程：
线程
开放分类： 编程、CPU、计算机软件

是进程中的一个实体，是被系统独立调度和分派的基本单位，线程自己不拥有系统资源，只拥有一点在运行中必不可少的资源，但它可与同属一个进程的其它线程共享进程所拥有的全部资源。一个线程可以创建和撤消另一个线程，同一进程中的多个线程之间可以并发执行。由于线程之间的相互制约，致使线程在运行中呈现出间断性。线程也有就绪、阻塞和运行三种基本状态。
线程是程序中一个单一的顺序控制流程.在单个程序中同时运行多个线程完成不同的工作,称为多线程.
线程和进程的区别在于,子进程和父进程有不同的代码和数据空间,而多个线程则共享数据空间,每个线程有自己的执行堆栈和程序计数器为其执行上下文.多线程主要是为了节约CPU时间,发挥利用,根据具体情况而定. 线程的运行中需要使用计算机的内存资源和CPU
线程的周期
新建 就绪 运行 阻塞 死亡
线程调度与优先级
有线程进入了就绪状态,需要有线程调度程序来决定何时执行,根据优先级来调度.
线程组
每个线程都是一个线程组的一个成员,线程组把多个线程集成一个对象,通过线程组可以同时对其中的多个线程进行操作.在生成线程时必须将线程放在指定的线程组,也可以放在缺省的线程组中,缺省的就是生成该线程的线程所在的线程组.一旦一个线程加入了某个线程组,不能被移出这个组.
守护线程
是特殊的线程,一般用于在后台为其他线程提供服务.

4. Linux进程内存如何管理

Linux内存管理
摘要：本章首先以应用程序开发者的角度审视Linux的进程内存管理，在此基础上逐步深入到内核中讨论系统物理内存管理和内核内存的使用方法。力求从外到内、水到渠成地引导网友分析Linux的内存管理与使用。在本章最后，我们给出一个内存映射的实例，帮助网友们理解内核内存管理与用户内存管理之间的关系，希望大家最终能驾驭Linux内存管理。
前言
内存管理一向是所有操作系统书籍不惜笔墨重点讨论的内容，无论市面上或是网上都充斥着大量涉及内存管理的教材和资料。因此，我们这里所要写的Linux内存管理采取避重就轻的策略，从理论层面就不去班门弄斧，贻笑大方了。我们最想做的和可能做到的是从开发者的角度谈谈对内存管理的理解，最终目的是把我们在内核开发中使用内存的经验和对Linux内存管理的认识与大家共享。
当然，这其中我们也会涉及到一些诸如段页等内存管理的基本理论，但我们的目的不是为了强调理论，而是为了指导理解开发中的实践，所以仅仅点到为止，不做深究。
遵循“理论来源于实践”的“教条”，我们先不必一下子就钻入内核里去看系统内存到底是如何管理，那样往往会让你陷入似懂非懂的窘境（我当年就犯了这个错误！）。所以最好的方式是先从外部（用户编程范畴）来观察进程如何使用内存，等到大家对内存的使用有了较直观的认识后，再深入到内核中去学习内存如何被管理等理论知识。最后再通过一个实例编程将所讲内容融会贯通。
进程与内存
进程如何使用内存？
毫无疑问，所有进程（执行的程序）都必须占用一定数量的内存，它或是用来存放从磁盘载入的程序代码，或是存放取自用户输入的数据等等。不过进程对这些内存的管理方式因内存用途不一而不尽相同，有些内存是事先静态分配和统一回收的，而有些却是按需要动态分配和回收的。
对任何一个普通进程来讲，它都会涉及到5种不同的数据段。稍有编程知识的朋友都能想到这几个数据段中包含有“程序代码段”、“程序数据段”、“程序堆栈段”等。不错，这几种数据段都在其中，但除了以上几种数据段之外，进程还另外包含两种数据段。下面我们来简单归纳一下进程对应的内存空间中所包含的5种不同的数据区。
*代码段*：代码段是用来存放可执行文件的操作指令，也就是说是它是可执行程序在内存中的镜像。代码段需要防止在运行时被非法修改，所以只准许读取操作，而不允许写入（修改）操作——它是不可写的。
*数据段*：数据段用来存放可执行文件中已初始化全局变量，换句话说就是存放程序静态分配[1]的变量和全局变量。
BSS*段<a href="https://link.segmentfault.com/?enc=DcwhqnvkYMxrvWKNSDlpjw%3D%3D.%2BTVdR37FrzpDlx30Od%2F227j%2FFcDXfhqFymFBWKvF4UA%3D%3D">*[2]**：BSS段包含了程序中未初始化的全局变量，在内存中 bss段全部置零。
堆（heap*）*：堆是用于存放进程运行中被动态分配的内存段，它的大小并不固定，可动态扩张或缩减。当进程调用malloc等函数分配内存时，新分配的内存就被动态添加到堆上（堆被扩张）；当利用free等函数释放内存时，被释放的内存从堆中被剔除（堆被缩减）
*栈*：栈是用户存放程序临时创建的局部变量，也就是说我们函数括弧“{}”中定义的变量（但不包括static声明的变量，static意味着在数据段中存放变量）。除此以外，在函数被调用时，其参数也会被压入发起调用的进程栈中，并且待到调用结束后，函数的返回值也会被存放回栈中。由于栈的先进先出特点，所以栈特别方便用来保存/恢复调用现场。从这个意义上讲，我们可以把堆栈看成一个寄存、交换临时数据的内存区。
进程如何组织这些区域？
上述几种内存区域中数据段、BSS和堆通常是被连续存储的——内存位置上是连续的，而代码段和栈往往会被独立存放。有趣的是，堆和栈两个区域关系很“暧昧”，他们一个向下“长”（i386体系结构中栈向下、堆向上），一个向上“长”，相对而生。但你不必担心他们会碰头，因为他们之间间隔很大（到底大到多少，你可以从下面的例子程序计算一下），绝少有机会能碰到一起。

5. linux:进程

处理器的状态和内核的数据不属于进程，其他你所列举的都是进程的内容，还有代码段，堆栈段，权限，优先级等等，内容很多。

6. linux中使用了什么内存管理方法,为什么

“事实胜于雄辩”，我们用一个小例子（原形取自《User-Level Memory Management》）来展示上面所讲的各种内存区的差别与位置。

进程的地址空间对应的描述结构是“内存描述符结构”,它表示进程的全部地址空间，——包含了和进程地址空间有关的全部信息，其中当然包含进程的内存区域。

进程内存的分配与回收

创建进程fork()、程序载入execve()、映射文件mmap()、动态内存分配malloc()/brk()等进程相关操作都需要分配内存给进程。不过这时进程申请和获得的还不是实际内存，而是虚拟内存，准确的说是“内存区域”。进程对内存区域的分配最终都会归结到do_mmap（）函数上来（brk调用被单独以系统调用实现，不用do_mmap()），

内核使用do_mmap()函数创建一个新的线性地址区间。但是说该函数创建了一个新VMA并不非常准确，因为如果创建的地址区间和一个已经存在的地址区间相邻，并且它们具有相同的访问权限的话，那么两个区间将合并为一个。如果不能合并，那么就确实需要创建一个新的VMA了。但无论哪种情况，do_mmap()函数都会将一个地址区间加入到进程的地址空间中－－无论是扩展已存在的内存区域还是创建一个新的区域。

同样，释放一个内存区域应使用函数do_ummap()，它会销毁对应的内存区域。

如何由虚变实！

从上面已经看到进程所能直接操作的地址都为虚拟地址。当进程需要内存时，从内核获得的仅仅是虚拟的内存区域，而不是实际的物理地址，进程并没有获得物理内存（物理页面——页的概念请大家参考硬件基础一章），获得的仅仅是对一个新的线性地址区间的使用权。实际的物理内存只有当进程真的去访问新获取的虚拟地址时，才会由“请求页机制”产生“缺页”异常，从而进入分配实际页面的例程。

该异常是虚拟内存机制赖以存在的基本保证——它会告诉内核去真正为进程分配物理页，并建立对应的页表，这之后虚拟地址才实实在在地映射到了系统的物理内存上。（当然，如果页被换出到磁盘，也会产生缺页异常，不过这时不用再建立页表了）

这种请求页机制把页面的分配推迟到不能再推迟为止，并不急于把所有的事情都一次做完（这种思想有点像设计模式中的代理模式（proxy））。之所以能这么做是利用了内存访问的“局部性原理”，请求页带来的好处是节约了空闲内存，提高了系统的吞吐率。要想更清楚地了解请求页机制，可以看看《深入理解linux内核》一书。

这里我们需要说明在内存区域结构上的nopage操作。当访问的进程虚拟内存并未真正分配页面时，该操作便被调用来分配实际的物理页，并为该页建立页表项。在最后的例子中我们会演示如何使用该方法。

系统物理内存管理

虽然应用程序操作的对象是映射到物理内存之上的虚拟内存，但是处理器直接操作的却是物理内存。所以当应用程序访问一个虚拟地址时，首先必须将虚拟地址转化成物理地址，然后处理器才能解析地址访问请求。地址的转换工作需要通过查询页表才能完成，概括地讲，地址转换需要将虚拟地址分段，使每段虚地址都作为一个索引指向页表，而页表项则指向下一级别的页表或者指向最终的物理页面。

每个进程都有自己的页表。进程描述符的pgd域指向的就是进程的页全局目录。下面我们借用《linux设备驱动程序》中的一幅图大致看看进程地址空间到物理页之间的转换关系。

上面的过程说起来简单，做起来难呀。因为在虚拟地址映射到页之前必须先分配物理页——也就是说必须先从内核中获取空闲页，并建立页表。下面我们介绍一下内核管理物理内存的机制。

物理内存管理（页管理）

Linux内核管理物理内存是通过分页机制实现的，它将整个内存划分成无数个4k（在i386体系结构中）大小的页，从而分配和回收内存的基本单位便是内存页了。利用分页管理有助于灵活分配内存地址，因为分配时不必要求必须有大块的连续内存[3]，系统可以东一页、西一页的凑出所需要的内存供进程使用。虽然如此，但是实际上系统使用内存时还是倾向于分配连续的内存块，因为分配连续内存时，页表不需要更改，因此能降低TLB的刷新率（频繁刷新会在很大程度上降低访问速度）。

鉴于上述需求，内核分配物理页面时为了尽量减少不连续情况，采用了“伙伴”关系来管理空闲页面。伙伴关系分配算法大家应该不陌生——几乎所有操作系统方面的书都会提到,我们不去详细说它了，如果不明白可以参看有关资料。这里只需要大家明白Linux中空闲页面的组织和管理利用了伙伴关系，因此空闲页面分配时也需要遵循伙伴关系，最小单位只能是2的幂倍页面大小。内核中分配空闲页面的基本函数是get_free_page/get_free_pages，它们或是分配单页或是分配指定的页面（2、4、8…512页）。

注意：get_free_page是在内核中分配内存，不同于malloc在用户空间中分配，malloc利用堆动态分配，实际上是调用brk()系统调用，该调用的作用是扩大或缩小进程堆空间（它会修改进程的brk域）。如果现有的内存区域不够容纳堆空间，则会以页面大小的倍数为单位，扩张或收缩对应的内存区域，但brk值并非以页面大小为倍数修改，而是按实际请求修改。因此Malloc在用户空间分配内存可以以字节为单位分配,但内核在内部仍然会是以页为单位分配的。

另外,需要提及的是，物理页在系统中由页结构structpage描述，系统中所有的页面都存储在数组mem_map[]中，可以通过该数组找到系统中的每一页（空闲或非空闲）。而其中的空闲页面则可由上述提到的以伙伴关系组织的空闲页链表（free_area[MAX_ORDER]）来索引。

内核内存使用

Slab

所谓尺有所长，寸有所短。以页为最小单位分配内存对于内核管理系统中的物理内存来说的确比较方便，但内核自身最常使用的内存却往往是很小（远远小于一页）的内存块——比如存放文件描述符、进程描述符、虚拟内存区域描述符等行为所需的内存都不足一页。这些用来存放描述符的内存相比页面而言，就好比是面包屑与面包。一个整页中可以聚集多个这些小块内存；而且这些小块内存块也和面包屑一样频繁地生成/销毁。

为了满足内核对这种小内存块的需要，Linux系统采用了一种被称为slab分配器的技术。Slab分配器的实现相当复杂，但原理不难，其核心思想就是“存储池[4]”的运用。内存片段（小块内存）被看作对象，当被使用完后，并不直接释放而是被缓存到“存储池”里，留做下次使用，这无疑避免了频繁创建与销毁对象所带来的额外负载。

Slab技术不但避免了内存内部分片（下文将解释）带来的不便（引入Slab分配器的主要目的是为了减少对伙伴系统分配算法的调用次数——频繁分配和回收必然会导致内存碎片——难以找到大块连续的可用内存），而且可以很好地利用硬件缓存提高访问速度。

Slab并非是脱离伙伴关系而独立存在的一种内存分配方式，slab仍然是建立在页面基础之上，换句话说，Slab将页面（来自于伙伴关系管理的空闲页面链表）撕碎成众多小内存块以供分配，slab中的对象分配和销毁使用kmem_cache_alloc与kmem_cache_free。

Kmalloc

Slab分配器不仅仅只用来存放内核专用的结构体，它还被用来处理内核对小块内存的请求。当然鉴于Slab分配器的特点，一般来说内核程序中对小于一页的小块内存的请求才通过Slab分配器提供的接口Kmalloc来完成（虽然它可分配32到131072字节的内存）。从内核内存分配的角度来讲，kmalloc可被看成是get_free_page（s）的一个有效补充，内存分配粒度更灵活了。

有兴趣的话，可以到/proc/slabinfo中找到内核执行现场使用的各种slab信息统计，其中你会看到系统中所有slab的使用信息。从信息中可以看到系统中除了专用结构体使用的slab外，还存在大量为Kmalloc而准备的Slab（其中有些为dma准备的）。

内核非连续内存分配（Vmalloc）

伙伴关系也好、slab技术也好，从内存管理理论角度而言目的基本是一致的，它们都是为了防止“分片”，不过分片又分为外部分片和内部分片之说，所谓内部分片是说系统为了满足一小段内存区（连续）的需要，不得不分配了一大区域连续内存给它，从而造成了空间浪费；外部分片是指系统虽有足够的内存，但却是分散的碎片，无法满足对大块“连续内存”的需求。无论何种分片都是系统有效利用内存的障碍。slab分配器使得一个页面内包含的众多小块内存可独立被分配使用，避免了内部分片，节约了空闲内存。伙伴关系把内存块按大小分组管理，一定程度上减轻了外部分片的危害，因为页框分配不在盲目，而是按照大小依次有序进行，不过伙伴关系只是减轻了外部分片，但并未彻底消除。你自己比划一下多次分配页面后，空闲内存的剩余情况吧。

所以避免外部分片的最终思路还是落到了如何利用不连续的内存块组合成“看起来很大的内存块”——这里的情况很类似于用户空间分配虚拟内存，内存逻辑上连续，其实映射到并不一定连续的物理内存上。Linux内核借用了这个技术，允许内核程序在内核地址空间中分配虚拟地址，同样也利用页表（内核页表）将虚拟地址映射到分散的内存页上。以此完美地解决了内核内存使用中的外部分片问题。内核提供vmalloc函数分配内核虚拟内存，该函数不同于kmalloc，它可以分配较Kmalloc大得多的内存空间（可远大于128K，但必须是页大小的倍数），但相比Kmalloc来说,Vmalloc需要对内核虚拟地址进行重映射，必须更新内核页表，因此分配效率上要低一些（用空间换时间）

与用户进程相似,内核也有一个名为init_mm的mm_strcut结构来描述内核地址空间，其中页表项pdg=swapper_pg_dir包含了系统内核空间（3G-4G）的映射关系。因此vmalloc分配内核虚拟地址必须更新内核页表，而kmalloc或get_free_page由于分配的连续内存，所以不需要更新内核页表。

vmalloc分配的内核虚拟内存与kmalloc/get_free_page分配的内核虚拟内存位于不同的区间，不会重叠。因为内核虚拟空间被分区管理，各司其职。进程空间地址分布从0到3G(其实是到PAGE_OFFSET,在0x86中它等于0xC0000000)，从3G到vmalloc_start这段地址是物理内存映射区域（该区域中包含了内核镜像、物理页面表mem_map等等）比如我使用的系统内存是64M(可以用free看到)，那么(3G——3G+64M)这片内存就应该映射到物理内存，而vmalloc_start位置应在3G+64M附近（说"附近"因为是在物理内存映射区与vmalloc_start期间还会存在一个8M大小的gap来防止跃界）,vmalloc_end的位置接近4G(说"接近"是因为最后位置系统会保留一片128k大小的区域用于专用页面映射，还有可能会有高端内存映射区，这些都是细节，这里我们不做纠缠)。

上图是内存分布的模糊轮廓

由get_free_page或Kmalloc函数所分配的连续内存都陷于物理映射区域，所以它们返回的内核虚拟地址和实际物理地址仅仅是相差一个偏移量（PAGE_OFFSET），你可以很方便的将其转化为物理内存地址，同时内核也提供了virt_to_phys（）函数将内核虚拟空间中的物理映射区地址转化为物理地址。要知道，物理内存映射区中的地址与内核页表是有序对应的，系统中的每个物理页面都可以找到它对应的内核虚拟地址（在物理内存映射区中的）。

而vmalloc分配的地址则限于vmalloc_start与vmalloc_end之间。每一块vmalloc分配的内核虚拟内存都对应一个vm_struct结构体（可别和vm_area_struct搞混，那可是进程虚拟内存区域的结构），不同的内核虚拟地址被4k大小的空闲区间隔，以防止越界——见下图）。与进程虚拟地址的特性一样，这些虚拟地址与物理内存没有简单的位移关系，必须通过内核页表才可转换为物理地址或物理页。它们有可能尚未被映射，在发生缺页时才真正分配物理页面。

这里给出一个小程序帮助大家认清上面几种分配函数所对应的区域。

#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);

}

实例

内存映射(mmap)是Linux操作系统的一个很大特色，它可以将系统内存映射到一个文件（设备）上，以便可以通过访问文件内容来达到访问内存的目的。这样做的最大好处是提高了内存访问速度，并且可以利用文件系统的接口编程（设备在Linux中作为特殊文件处理）访问内存，降低了开发难度。许多设备驱动程序便是利用内存映射功能将用户空间的一段地址关联到设备内存上，无论何时，只要内存在分配的地址范围内进行读写，实际上就是对设备内存的访问。同时对设备文件的访问也等同于对内存区域的访问，也就是说，通过文件操作接口可以访问内存。Linux中的X服务器就是一个利用内存映射达到直接高速访问视频卡内存的例子。

熟悉文件操作的朋友一定会知道file_operations结构中有mmap方法，在用户执行mmap系统调用时，便会调用该方法来通过文件访问内存——不过在调用文件系统mmap方法前，内核还需要处理分配内存区域（vma_struct）、建立页表等工作。对于具体映射细节不作介绍了，需要强调的是,建立页表可以采用remap_page_range方法一次建立起所有映射区的页表，或利用vma_struct的nopage方法在缺页时现场一页一页的建立页表。第一种方法相比第二种方法简单方便、速度快，但是灵活性不高。一次调用所有页表便定型了，不适用于那些需要现场建立页表的场合——比如映射区需要扩展或下面我们例子中的情况。

我们这里的实例希望利用内存映射，将系统内核中的一部分虚拟内存映射到用户空间，以供应用程序读取——你可利用它进行内核空间到用户空间的大规模信息传输。因此我们将试图写一个虚拟字符设备驱动程序，通过它将系统内核空间映射到用户空间——将内核虚拟内存映射到用户虚拟地址。从上一节已经看到Linux内核空间中包含两种虚拟地址：一种是物理和逻辑都连续的物理内存映射虚拟地址；另一种是逻辑连续但非物理连续的vmalloc分配的内存虚拟地址。我们的例子程序将演示把vmalloc分配的内核虚拟地址映射到用户地址空间的全过程。

程序里主要应解决两个问题：

第一是如何将vmalloc分配的内核虚拟内存正确地转化成物理地址？

因为内存映射先要获得被映射的物理地址，然后才能将其映射到要求的用户虚拟地址上。我们已经看到内核物理内存映射区域中的地址可以被内核函数virt_to_phys转换成实际的物理内存地址，但对于vmalloc分配的内核虚拟地址无法直接转化成物理地址，所以我们必须对这部分虚拟内存格外“照顾”——先将其转化成内核物理内存映射区域中的地址，然后在用virt_to_phys变为物理地址。

转化工作需要进行如下步骤：

如下图所示：

第二是当访问vmalloc分配区时，如果发现虚拟内存尚未被映射到物理页，则需要处理“缺页异常”。因此需要我们实现内存区域中的nopaga操作，以能返回被映射的物理页面指针，在我们的实例中就是返回上面过程中的内核物理内存映射区域中的地址。由于vmalloc分配的虚拟地址与物理地址的对应关系并非分配时就可确定，必须在缺页现场建立页表，因此这里不能使用remap_page_range方法，只能用vma的nopage方法一页一页的建立。

程序组成

map_driver.c，它是以模块形式加载的虚拟字符驱动程序。该驱动负责将一定长的内核虚拟地址(vmalloc分配的)映射到设备文件上。其中主要的函数有——vaddress_to_kaddress（）负责对vmalloc分配的地址进行页表解析,以找到对应的内核物理映射地址（kmalloc分配的地址）；map_nopage()负责在进程访问一个当前并不存在的VMA页时，寻找该地址对应的物理页，并返回该页的指针。

test.c它利用上述驱动模块对应的设备文件在用户空间读取读取内核内存。结果可以看到内核虚拟地址的内容（ok!），被显示在了屏幕上。

执行步骤

编译map_driver.c为map_driver.o模块,具体参数见Makefile

加载模块：insmodmap_driver.o

生成对应的设备文件

1在/proc/devices下找到map_driver对应的设备命和设备号：grepmapdrv/proc/devices

2建立设备文件mknodmapfilec 254 0（在我的系统里设备号为254）

利用maptest读取mapfile文件，将取自内核的信息打印到屏幕上。

7. linux的副进程怎么标识

所谓进程其实就是执行中的程序而已，和静态的程序相比，进程是一个运行态的实体，拥有各种各样的资源：地址空间（未必使用全部地址空间，而是排布在地址空间上的一段段的memory mappings）、打开的文件、pending的信号、一个或者多个thread of execution，内核中数据实体（例如一个或者多个task_struct实体），内核栈（也是一个或者多个）等。针对进程，我们使用进程ID，也就是pid（process ID）。通过getpid和getppid可以获取当前进程的pid以及父进程的pid。

进程中的thread of execution被称作线程（thread），线程是进程中活跃状态的实体。一方面进程中所有的线程共享一些资源，另外一方面，线程又有自己专属的资源，例如有自己的PC值，用户栈、内核栈，有自己的hw context、调度策略等等。我们一般会说进程调度什么的，但是实际上线程才是是调度器的基本单位。对于Linux内核，线程的实现是一种特别的存在，和经典的unix都不一样。在linux中并不区分进程和线程，都是用task_struct来抽象，只不过支持多线程的进程是由一组task_struct来抽象，而这些task_struct会共享一些数据结构（例如内存描述符）。我们用thread ID来唯一标识进程中的线程，POSIX规定线程ID在所属进程中是唯一的，不过在linux kernel的实现中，thread ID是全系统唯一的，当然，考虑到可移植性，Application software不应该假设这一点。在用户空间，通过gettid函数可以获取当前线程的thread ID。对于单线程的进程，process ID和thread ID是一样的，对于支持多线程的进程，每个线程有自己的thread ID，但是所有的线程共享一个PID。

为了方便shell进行Job controll，我们需要把一组进程组织起来形成进程组。关于这方面的概念，在进程和终端文档中描述的很详细，这里就不赘述了。为了标识进程组，我们需要引入进程组ID的概念。我们一般把进程组中的第一个进程的ID作为进程组的ID，进程组中的所有进程共享一个进程组ID。在用户空间，通过setpgid、getpgid、setpgrp和getpgrp等接口函数可以访问process group ID。

经过thread ID、process ID、process group ID的层层递进，我们终于来到最顶层的ID，也就是session ID，这个ID实际上是用来标识计算机系统中的一次用户交互过程：用户登录入系统，不断的提交任务（即Job或者说是进程组）给计算机系统并观察结果，最后退出登录，销毁该session。关于session的概念，在进程和终端文档中描述的也很详细，大家可以参考那份文档，这里就不赘述了。在用户空间，我们可以通过getsid、setsid来操作session ID。

用户空间如何看到process ID

我们用下面这个block diagram来描述用户空间和内核空间如何看待process ID的：

8. 进程和线程有什么区别

1、功能不同

进程是计算机中的程序关于某数据集合上的一次运行活动，是系统进行资源分配和调度的基本单位，是操作系统结构的基础。

线程是操作系统能够进行运算调度的最小单位。它被包含在进程之中，是进程中的实际运作单位。

2、工作原理不同

在早期面向进程设计的计算机结构中，进程是程序的基本执行实体；在当代面向线程设计的计算机结构中，进程是线程的容器。程序是指令、数据及其组织形式的描述，进程是程序的实体。

线程是独立调度和分派的基本单位。线程可以为操作系统内核调度的内核线程，如Win32线程；由用户进程自行调度的用户线程，如Linux平台的POSIX Thread；或者由内核与用户进程，如Windows 7的线程，进行混合调度。

3、作用不同

进程是操作系统中最基本、重要的概念。是多道程序系统出现后，为了刻画系统内部出现的动态情况，描述系统内部各道程序的活动规律引进的一个概念,所有多道程序设计操作系统都建立在进程的基础上。

通常在一个进程中可以包含若干个线程，它们可以利用进程所拥有的资源。在引入线程的操作系统中，通常都是把进程作为分配资源的基本单位，而把线程作为独立运行和独立调度的基本单位。

(8)内核数据段区分是哪个进程的吗扩展阅读

进程是由进程控制块，程序段，数据段三部分组成。一个进程可以包含若干线程(Thread)，线程可以帮助应用程序同时做几件事(比如一个线程向磁盘写入文件，另一个则接收用户的按键操作并及时做出反应，互相不干扰)。

在程序被运行后，系统首先要做的就是为该程序进程建立一个默认线程，然后程序可以根据需要自行添加或删除相关的线程。是可并发执行的程序。

在一个数据集合上的运行过程，是系统进行资源分配和调度的一个独立单位，也是称活动、路径或任务，它有两方面性质：活动性、并发性。

进程可以划分为运行，阻塞，就绪三种状态，并随一定条件而相互转化，就绪运行，运行阻塞，阻塞就绪。

进程为应用程序的运行实例，是应用程序的一次动态执行。看似高深，我们可以简单地理解为：它是操作系统当前运行的执行程序。

在系统当前运行的执行程序里包括：系统管理计算机个体和完成各种操作所必需的程序；用户开启、执行的额外程序，当然也包括用户不知道，而自动运行的非法程序（它们就有可能是病毒程序）。

9. 判断Linux 进程运行在哪个 CPU 内核上的 4 个方法

1、 如果一个进程使用 taskset 命令明确的被固定（pinned）到 CPU 的特定内核上，你可以使用 taskset 命令找被固定的 CPU 内核：
$ taskset -c -p <pid>
例如, 如果你对 PID 5357 这个进程有兴趣:
$ taskset -c -p 5357
pid 5357's current affinity list: 5
输出显示这个过程被固定在 CPU 内核 5上。
但是，如果你没有明确固定进程到任何 CPU 内核，你会得到类似下面的亲和力列表。
pid 5357's current affinity list: 0-11

2、ps命令可以告诉你每个进程/线程目前分配到的 （在“PSR”列）CPU ID。
$ ps -o pid,psr,comm -p <pid>
PID PSR COMMAND
5357 10 prog
输出表示进程的 PID 为 5357（名为”prog”）目前在CPU 内核 10 上运行着。如果该过程没有被固定，PSR 列会根据内核可能调度该进程到不同内核而改变显示。

3、top 命令也可以显示 CPU 被分配给哪个进程。首先，在top 命令中使用“P”选项。然后按“f”键，显示中会出现 “Last used CPU” 列。目前使用的 CPU 内核将出现在 “P”（或“PSR”）列下。

4、从命令行启动 htop。按 键，进入”Columns”，在”Available Columns”下会添加 PROCESSOR。

10. linux 内核空间有进程的概念吗

关于内核空间和用户空间，说的是linux驱动程序一般工作在内核空间，但也可以工作在用户空间。下面将详细解析，什么是内核空间，什么是用户空间，以及如何判断他们。
Linux简化了分段机制，使得虚拟地址与线性地址总是一致，因此，Linux的虚拟地址空间也为0~4G.Linux内核将这4G字节的空间分为两部分。将最高的1G字节(从虚拟地址0xC0000000到0xFFFFFFFF)，供内核使用，称为"内核空间".而将较低的3G字节(从虚拟地址 0x00000000到0xBFFFFFFF)，供各个进程使用，称为"用户空间)。因为每个进程可以通过系统调用进入内核，因此，Linux内核由系统内的所有进程共享。于是，从具体进程的角度来看，每个进程可以拥有4G字节的虚拟空间。
Linux使用两级保护机制：0级供内核使用，3级供用户程序使用。每个进程有各自的私有用户空间(0~3G)，这个空间对系统中的其他进程是不可见的。最高的1GB字节虚拟内核空间则为所有进程以及内核所共享。
内核空间中存放的是内核代码和数据，而进程的用户空间中存放的是用户程序的代码和数据。不管是内核空间还是用户空间，它们都处于虚拟空间中。