本文翻译自 How The Kernel Manages Your Memory
在介绍完进程中虚拟地址空间的布局后，我们来看一看内核是如何管理内存的：
内核中使用结构体 task_struct 来描述进程，其中含有一个 mm_struct 类型的成员 mm，该类型是内存管理的主要数据结构，如上图所示，它存储着以下内容：
- 每一个虚拟地址段的起始地址
- 进程使用的物理页面 (Physical Page) 的数量
- 进程使用的虚拟地址空间(Virtual Address Space)的数量
- 其他额外的信息
还有两个和内存管理相关的重要概念：Virtual Memory Area 和 Page Table
每一个 Virtual Memory Area （以下简称 VMA）是一段连续且不重叠的虚拟地址，内核用 vm_area_struct 来描述 VMA，它记录着如下信息：
- VMA 起始地址
- 访问权限的标记
- 映射文件（如果有的话。没有映射文件的 VMA 是匿名映射）
在上图中，每一个 Memory Segment （如 heap，stack 等） 都对应着一个 VMA。
一个进程的所有 VMA 都被保存在它的内存描述符中的一个已排序（根据虚拟地址的起始地址）的链表（在mmap字段中）和红黑树（mm_rb）中。使用红黑树可以使内核快速查找一给定地址所在的 VMA 中。通过查看 /proc/pid_of_process/maps 文件，内核会遍历该进程的 VMA 链表并打印出来。
在 Windows 中，EPROCESS block 大致是 task_struct 和 mm_struct 的混合体。存储 VMA 的结构在 Windows 中叫 VAD（Virtual Address Descriptor），VAD 存放在一棵 AVL 树中。
4GB 的虚拟地址空间被分割成 页（Page），x86 的32位处理器支持 4KB、2MB 和 4MB 大小的页，Linux 和 Windows 都默认使用 4KB 大小的页。一个 VMA 的大小必须是页大小的整数倍。下图是 3GB 大小用户空间的 Page 示例图：
处理器使用页表（Page Table）来将虚拟地址转换为物理地址，每一个进程都维护着它自己的页表，当进程切换时，对应的页表（用户空间的）也会发生切换。Linux 在内存描述符使用 pgd 字段指向该进程的页表，每 一个虚拟页面都对应着一个页表项（Page Table Entry，PTE），在x86机器上如下所示：
PTE 中有很多 flag，Linux 使用专门的函数来设置和读取这些 flag。
- P 标志位表示该页面是否已经映射到物理内存，如果该位为0，访问该页将触发缺页中断，Keep in mind that when this bit is zero, the kernel can do whatever it pleases with the remaining fields.
- R/W 标志位表示该页的读写属性，0为只读；
- U/S 表示该页的访问权限，0表示只能被内核访问。
以上这些标志位实现了内存的写保护和内核态内存空间。
- D - Dirty，表示脏页面，如果一个页面被写过，它的 D 位被置为 1；
- A - Access，如果该页面被访问过（读或写），它的 A 位被置为 1。
这些标志位可以被 CPU 设置，但是只能由内核去 clear 。
最后，PTE 存储着该页面对应的 4K 对齐的起始物理地址。通常页面的最大映射范围是 4GB 的物理内存，但是可以通过 PTE 的其他位进行拓展。
一个虚拟页面是内存保护的基本单位，因为如果从物理页的角度看，同一个物理页可以对应多个虚拟页，从而有不同的保护标志位。注意 PTE 没有关于执行权限的标记，所以在经典 x86 体系机中允许栈上的代码被执行，这容易引致缓冲区溢出攻击。This lack of a PTE no-execute flag illustrates a broader fact: permission flags in a VMA may or may not translate cleanly into hardware protection. The kernel does what it can, but ultimately the architecture limits what is possible.
虚拟页面不实际存储数据，它只是将进程的地址空间映射到底层的物理内存。
在总线上的内存操作比较复杂, 我们可以假设物理地址区间是从0到可用内存按照字节自增的。物理地址空间被内核以页大小为单位划分页帧（Frame）。CPU不知道页帧的存在, 但是页帧是对内核却很重要, 也是内核内存管理最基本的单元。 Linux和Windows都使用4KB大小的页帧(32位模式)；下图是一个拥有2G内存的例子：
在 Linux 中使用一个描述符和几个标记位来表示页帧，这些描述符整体描述了整个的物理内存，一个页帧的状态总是确定且已知的。物理内存通过伙伴算法进行管理和分配，如果一个页桢当前可通过伙伴算法被分配，则称它是 free 的。
一个已分配的页桢有两种状态：一种是“匿名”的，存放着程序的数据；另一种情况在 page cache 中，存放着 *文件 *或 *块设备 *中的数据（暂不考虑其他奇怪的用法）。Windows 使用 PFN (Page Frame Number) 数据库来管理物理内存。
下面这个图描述了 虚拟内存空间（VMA），页表项和页桢的关系：
中间蓝色的方块表示 VMA 中的 page，它的箭头表示通过页表项指向了物理页桢。其中一部分 page 是没有箭头的，这意味着其页表项中的P(resent)标记位被清零，这可能是由于该页不再被使用或其内容已经被 swaped out，这两种情况下访问该页都会导致缺页中断。
VMA 像是内核和上层应用的桥梁，上层应用向内核请求做一件事（内存分配、文件映射等），内核会直接同意，然后修改 VMA，但是内核不会立即去执行上层应用请求的事，真正的执行请求需要一个缺页中断来做。从这个角度看，内核懒惰且不诚实，但这也是 virtual memory 的基准准则。VMA 记录着内核已经“同意”的事，而页表项记录着内核已经“做成”的事。这两个结构是内存管理的主要成员。下面是一个内存分配的流程示例：
应用程序通过 brk() 系统调用来申请更多内存时后，内核扩展 heap VMA，但新扩展的部分还没有对应上物理内存；当应用程序访问新申请的内存后，系统调用 do_page_fault() 会被调用，它会通过 find_vma() 在 VMA 中查找没有对应上物理内存的 virtual address，如果找到的话，会检查该 VMA 的相关权限并进行下一步操作*，否则会造成 Segmentation Fault.
上面说的“下一步操作”即查找页表项，在上图的情况下，其页表项的 P 标记位会显示其 Not Pressent，（实际上整个页表项是 blank 的，即全为0）。由于当前 VMA 是匿名的，后面会通过 do_anonymous_page() 来进行页桢的分配和更新页表项。
这一步操作也会有另外一种情况，即页表项的 P 标记位为0，但整个页表项不是 blank 的，这意味着它之前被 swaped out，这种情况可以在页表项中找到其 swap 地址，之后由 do_swap_pages() 来处理。
