该文章参考宋宝华老师的内存管理课程，详细可以去听阅码场宋老师的课程。
本文将从 从硬件原理 到内核实现 配置内存的参数（内存什么时候回收，脏数据什么时候收回？） 从应用程序上的内存泄漏 还有工程中一些常遇见的问题 ，比如 DMA 的内存从哪里来？连续内存分配器？来理解内存管理。
1、硬件原理和分页管理
几个概念:
内存空间和内存的区别
CPU 访问外面的资源，有两种方法，第一种是通过 指针地址的方式去访问内存空间，另外一种是通过 IN/OUT 的方式去访问 IO空间（有一些寄存器），这一种方式是X86所特有的，在RISC中没有。
内存空间分为两部分，内存和寄存器，寄存器就是cpu 里常见的 usb gpio i2c spi 等控制器，由此可见，内存和内存空间不是一回事。如果通过 i2c 又接一个外设，那外设的寄存器和 内存没有半毛钱的关系，因为它的寄存器是通过 cpu 的i2c 控制器访问的，和 内存没有直接的关系。
虚拟地址 / 物理地址
mmu 是一个硬件，负责把虚拟地址转化为物理地址。
所谓一花一世界，一叶一菩提，相同的事物在不同的角度可能会有不同的看法，对于物理地址，虚拟地址的概念也是如此。
物理地址是MMU的视角所看到的内存地址。虚拟地址是存在MMU的前提下CPU和程序员所看到的内存地址，我们实际编程的时候操作的就是虚拟地址。
内存里面有很多页表，这个页表的基地址都会存在 MMU 里的寄存器上，当cpu 切到 QQ 程序的时候，MMU 就会把页表切换到 QQ的页表，
当cpu 切到 wechat 程序的时候，MMU 就会把页表切换到 wechat 的页表 , 每次切换的时候，MMU里的基地址都会被重写，MMU 就是负责查找页表，将cpu的虚拟地址 和 物理地址的映射关系找出来，由此可见，同样的虚拟地址，int a ; 的地址是 1G， QQ 和 Wechat都有一个1G的虚拟地址，但是它们的物理地址是不一样的。这也是为什么每个进程都有一个4G的虚拟地址空间，那是因为进程切换的时候，页表就切换了。总之，一旦开启了MMU , cpu 就只知道虚拟地址，不知道物理地址，谁来做物理地址和虚拟地址的转换呢？这是硬件MMU来做的。一定是硬件来做的，不是cpu来做的，这个查找页表的过程一定是硬件来做的，软件是做不了的，CPU来做，负担太重了，CPU 每看到一个变量a ， 都要去查它的页表吗，这是不可能的，都是MMU硬件帮它去查的。
最简单的页表就是一个1维数组，页表一般都是2维 3 4 维的，为了方便理解原理，我们把页表想象成1维的，当我们CPU去访问一个地址 0x1234560 （这里注意，CPU发出的地址一定是 虚拟地址）的时候，一般的页表里面，每一页都是4k，
所以 560正好12位，显然是页内偏移，CPU在访问的时候，会直接把页内偏移直接删掉，那MMU就去查这个一维数组的第 0x1234行，每一行4个字节（32位处理器），比如说查到的物理地址是 1M ，那么实际的物理地址就是
1M + 页内偏移560 .
注意：CPU发出的地址一定是 虚拟地址 ， int * p =1M . 指针一定是虚拟地址，物理地址不是一个指针，是一个整数！大家可以看内核里面，关于物理地址的定义，都是一个 u32 或者 u64类型的一个整数。指针都是cpu的角度去发出的一个地址，
CPU 不肯能直接通过物理地址访问到寄存器，也不可能直接通过物理地址访问到内存，反正内存空间的东西，CPU 只能通过MMU来访问，一切都要通过虚拟地址。当然虚拟地址是可以等于物理地址的，这只是在页表里填的地址和物理地址一样而已。
MMU 通过查页表就将虚拟地址转化为了物理地址。
页表的结构，一个32位的处理器，高20位是来存储物理地址的，比如我们去访问一个 0x1234560的虚拟地址的时候，页内偏移是 560 ，也就是 页表中只需要存储 高20位的物理地址就行，那页表中剩余的12位存储什么呢？是非常重要的东西。
存储物理地址的权限，RWX , 还有 kernel/ user + kernel 权限 。当你非法操作的时候，就会导致一个 page_fault ，segment fault , 这里的内存管理系统中的 权限管理是非常重要的，这里举一个栈溢出，产生page fault的例子，也是黑客进行缓存攻击的一个案例
我的主程序 一直在接收报文，其中的一个函数 func 中，定义了一个数组a, 它最多能够存储40个字节，如果下面的操作，往a地址拷贝了更多的数据，因为栈是向上增长的，可能会改变到 func的返回值，如果这个写的缓存够大，
覆盖到你的报文 data 中去了，当然你写的缓存可能是一串可执行的代码，可能是盗取密码，盗取密钥的代码，你想去执行，但是 data 是存在数据段上的，数据段在内存上的权限是 RW ， 没有可执行的权限，这时内核就会报一个 pagefault
你的程序就挂掉了，这是内存管理安全性的一个保障。
另外一个例子，两个文件 main.c g.c
main.c 如下
g.c 如下
编译 gcc main.c g.c
这个结果是 main.c 里对一个 const变量进行操作，被编译器拦截了。如果把 main.c 的 g=1 注释掉 重新编译，就可以编译通过(g.c 中不知道 g是const的)。但是在执行的时候会有 segment fault.
后面是内存管理来做的。segment falut 就是 应用程序收到了内核发出的 信号11 SIGGEGV （kill -l 可以查看)
如果要证实程序就是死在这一句呢，可以用 gdb来跑一下，要学会自己调试。
这里总结一下：
在linux 里面 不同于实时系统的 非常重要的一点就是 内核就是内核，应用就是应用 ，内核空间是用户空间里剥离出来的。
用户空间的程序在跑的时候，你是不能访问内核里面的东西的，如果应用程序能够随便进到内核的话，很容易把内核搞挂，影响到别的程序。
内核相当于给应用提供了一个虚拟的环境，所以在linux里面，一定要坚信一点，只要kernel 挂了，一定是kernel 的 bug ， 有的时候，我极其的牛逼啊，我写个应用程序把内核搞挂了，请问这是不是我应用程序的bug?
还有我写了一个驱动，人家应用程序一调用，驱动挂了，他说人家应用层调用的不对，这些都是不对的。你写了一个内核程序，就要无条件保证，无论人家以多变态的方法去调用你，挂的都是那个应用。只要挂的是kenel ，就是kernel的bug。
因为你内核要提供一个无条件，透明的一个环境，来保证应用程序可以跑。1个进程跑100个线程，只要有1个线程挂掉了，整个进程就挂掉了。用户态是跑在三环的，内核是在0环的，如果要交互，只能通过特定的方法，系统调用 proc netlink 等方法。
所以在页表里，不仅会标注 RWX, 也会标注 user / kernel 的权限。
2 案例 - meldown 熔断漏洞
理论上来讲，我从一个应用层的程序，去访问一个内核空间的值，这是非法的。
基于时间的旁路攻击 Side-channel attack
c=*k, 其实c 是拿不到具体的真实值的，因为访问的是一个内核空间的地址，但是由于CPU的这种狂奔的特点，它还是会继续往下执行的，执行完 c=*k 之后，我们会访问一下 a[c] ，
因为a[256] 中的值都比 cacheline 大，所以 cache 会命中 a[c] , 我们知道 cpu 访问cache的时间要比访问内存的时间要少很多，这样的话 ，我们就可以挨个访问a[256]，然后记录访问的时间，根据时间来判断出c的具体值。
具体的原理呢，江湖中有个李小璐买汉堡问题的传说。可以看出CPU 的漏洞。
这就是基于时间的旁路攻击，大家写代码的时候，千万不要这样写，是很不安全的，这是基本的常识
像这个对比密码的函数，攻击者可以一个一个试，因为第一个字母不对了，你就返回了，这个时间是很短的，对的时候你才会比较第二个字母，时间就更长，这很容易遭到旁路攻击。同样的方法，人家就可以探测出你的每一个密码是什么。
Meltdown 漏洞怎么修复呢？
注意：
在内核中 物理地址是一个整数！不是指针，一般来说 32位的处理器，物理地址是 32位的，64位的处理器，物理地址是64位的，但是不一定都是这样！
32位的处理器，它的虚拟地址空间肯定是32位的，但是它的物理地址可以远大于32位，只要 MMU 里的页表支持可以映射到更多位的物理地址就可以。这叫大的地址扩展。一个32位的处理器，它的内存条是可以大于4G的，
3 内存分ZONE的问题
比如有一个大小4G的内存条，它的物理地址是 0-4G ， 我们经常把它分为三个区域，
ZONE_HIGH 高端内存( 896M - 4G) ，在内核中一般不使用，如果要使用，通过 kmap映射。
ZONE_NORMAL
ZONE_DMA
我们要理解原理，像现在很多64位的处理器，已经没有 ZONE_HIGH , ZONE_DMA 也不一定有，这是有硬件决定的，有的硬件DMA引擎无法access 所有的内存，所以才制造出一个 ZONE_DMA的概念。
在64位处理器里面，可能还有 ZONE_DMA32 等等，
这里注意，如果你的DDR是 256M 512M ，那么是没有 高端内存的概念的。
当系统一上电，就会把一段低端内存 0 - 896M 线性映射到 虚拟地址 3G+0 -- 3G+896M 的内核空间中。这里注意，为什么映射一段，是因为整个4G我是映射不了的，这个896M 也不一定非得是896M , ZONE_HIGH的大小是可以配置的。
现在很多64位的处理器，已经没有896M的问题了，ZONE_HIGH 并不是浪费掉了，只是内核一般不访问 ZONE_HIGH，当然也有办法访问，通过kmap映射。它不像低端内存 ZONE_NORMAL ZONE_DMA 一开机就线性映射好了，
CPU访问这些物理地址很简单的啊，直接通过虚拟地址就好了。在内核里的两个宏，virt_to_phys 和 phys_to_virt ，这两个都是简单的线性偏移，只对部分的低端内存可以用，ZONE_HIGH是不行的。
ZONE_DMA 也不一定有，它存在的原因就是 DMA硬件有缺陷，有的硬件DMA引擎无法access 所有的内存，比如只可以访问0-16M的内存，或者 0-32M的内存。所以才有了 ZONE_DMA 或者 ZONE_DMA16 或者 ZONE_DMA32的概念。
一般来说DMA可以与内存直接交互的，但是也有一些比较牛逼的DMA引擎是有MMU的，注意 DMA的出现就是可以让CPU闲出来，可以干别的事情，它不会让你的外设变快，快不快是由于你的总线频率决定的，跟你CPU访问 还是DMA访问没有半毛钱的关系。
有缺陷的DMA在申请内存的时候 ，会用到 GFP_DMA 的标志，但是 并不是只要 DMA引擎才可以申请 ZONE_DMA, 鬼都可以申请，而且 DMA申请的内存 也不一定是在ZONE_DMA，这是由硬件决定的。
void *dma_alloc_coherent( struct device *dev, size_t size,dma_addr_t *dma_handle,gfp_t gfp);
这个函数申请的内存 也不一定来自 ZONE_DMA, 别看它名字里面有个DMA，那到底是来自哪里，完全取决你的外设， 它第一个参数就是device结构体 ，里面你会填写DMA的访问范围的啊，由这个决定的。
这里注意，CPU 和 程序员的视角是一样的，所以CPU 只关注虚拟地址连续就可以了，因为有了MMU，我们只要关系虚拟地址的连续就可以，物理地址连续不连续对我们来说不重要。
只有 DMA 会关注 物理地址的连续性，因为一般的DMA引擎是没有MMU的！
4 Buddy算法
理解完这些之后，我们要了解一个算法，Buddy算法
Buddy 算法直面物理内存，32位的处理器，可能内存条上来就分为了三个zone ，Buddy 的算法就管理这个ZONE，你不可能跨越两个ZONE去申请内存。
每个页是4K，每一个ZONE都有很多的4k页, buddy算法会把这个空闲的页都管理起来，把1页空闲的都放在一个链表上，2页空间的都放在一个链表上，
4页空间的都放在一个链表上，8页空间的都放在一个链表上，然后不停的进行拆分合并。
比如现在有 16页的空闲页，2^4 , 这个时候会有一个人来申请1页，现在就只有15个页，就分成了 8 + 4 + 2 + 1 ，就这样不停的拆分 合并，
Buddy 牛逼的地方就在于，全世界的正整数都可以拆分成2^n 的和的。那如何在系统里查看这些 空闲的页呢 ， cat /proc/buddyinfo
分别代表的是 DMA_ZONE中，1页空闲的还有6个，2页空闲的还有4个，4页空闲的还有1个，8页空闲的还有0............
Buddy 牛逼但是无法避免一个情况。你的内存还有很大，但是你的连续空闲的内存确很小。因为随着buddy算法的不断的拆分合并，会出现 buddyinfo 中前面很多，后面很少的情况，这会影响到会使用物理连续的情况。
但是谁会申请连续物理内存呢？有人说了应用程序，malloc(10M), 这是不对的！CPU 和 程序员的视角是一样的，所以CPU 只关注虚拟地址连续就可以了，因为有了MMU，我们只要关系虚拟地址的连续就可以，物理地址连续不连续对我们来说不重要。
只有 DMA 会关注 物理地址的连续性，因为一般的DMA引擎是没有MMU的！
比如有一个摄像头，拍摄了一张1080p的图像 8M，想通过DMA引擎传过去，但是这个DMA引擎是没有MMU的，它就无法搞清楚虚拟地址和物理地址的关系，它只能给它一个连续的物理地址，好了，我现在cpu上有100M空闲的内存，但是没有一个8M连续的内存，
怎么办？
早期人们是怎么解决的呢？是通过预留内存的方法解决的，比如你买的手机是1G的内存，但是看起来只要800M ，其实是有一部分是预留起来了，可能20M给摄像头，20M给显示器，50M给GPU啊等等。但是这样会有浪费的情况存在啊。
5 CMA连续内存分配器
后来三星公司有一个工程师，提出了一个非常天才的设计，叫CMA 连续内存分配器
还是原来的例子，我开辟了一个32M的CMA的区域，本来是要给摄像头用的，平时用不到，就分配给了其他app使用，现在摄像头突然要传输一个8M的图片，但是32M的区域里并没有一个连续的空间，怎么办呢？
MMU会在内存空间里疯狂的寻找空闲的页面，将原来分配给其他app的页面交换出去，让CMA的区域空闲下来，这里注意，这个交换只需要MMU 更改一下虚拟地址和物理地址的映射关系即可，CPU和程序员是感受不到这个变化的。这样的话，预留的内存就不会浪费掉了。
关于如何申请一个预留的CMA内存呢，可以参考 linux/Documentation/devicetree/bindings/reserved-memory
这里可以为一个单独的DMA设备，指定一块CMA区域，也可以几个DMA设备，公用一块CMA区域，都是可以在devicetree里配置的。
配置好了 dma_alloc_coherent 就会为你分配到这个区域
一定要读一下宋宝华老师的下面的文章，