linux性能四大相关子系统，cpu， 内存，磁盘io，网络。内存的使用贯彻系统，任何活的东西都是活在内存中。

内存的管理：段式管理+页式管理。

段式管理，Linux中将段基址设为0，即兼容了intel的段的要求，又可以让不支持分段的架构能够绕过分段。这使得逻辑地址=线性地址。

页式管理，是将物理内存分成固定大小的frame，然后通过mmu，在虚拟空间中页设成为同样大小page，一般是4K。随着物理内存越来越大，64位架构的普及，可支持的内存以T计算，在某些应用中，内核使用大页，增加缓存命中，减少分配次数，8K，1M，2M，4M。虚拟空间的page通过mmu映射到物理的frame，Linux利用（时间，空间）局部性原理，只在必要时才做page到frame的映使射，而不必系统一启动就将所有物理内存映射到虚拟空间。使用分级的页表的方式，通过逐级检索获得最终的映射的物理页。32位中一般使用2机页表，64位系统可使用3级、4级、5级页表。

当代的内存管理体系中，最顶层称做node，这对应numa体系中（uma中就是常值），节点内部内存空间。node内部被划分成zone，一般分DMA zone， normal zone和high memory，一般64位系统不再设Highmem。

物理内存分布：开始部分保留，640K~1M，供bios、VGA的ROM使用，DMA zone一般供设备启动DMA功能使用，通常1M~16M，dma需要连续的物理内存。normal zone，16M~896M，线性映射区（kmalloc不经过页表，但线性直接映射确实在内核映射表中），虚拟地址=物理地址+固定偏移，内核将自己代码段和常用的数据结构结构都放在normal zone，以减小虚拟地址到物理地址映射的开销；high memory 区域由vmalloc区，永久映射区（pkmap）和固定映射区构成，设备的IO空间通过ioremap映射在vmalloc区间，用户数据、页表在pkmap区。固定映射区可以放一些基本不变化的映射，tlb不会将其换出，总是能命中。而64位系统，使用48位地址线，虚拟地址空间划分中，将内核空间放在高128T，用户空间放在低128T。

系统为了方便管理，减少内存的碎片，使用budysystem和slab来处理内存的分配和回收。buddysystem是将内存分成大小不等的块，一块是连续的页. 块大小相同、地址相邻、属性一致的认定为伙伴，可以合并成一个更大的块。处理分配内存请求时，从最接近的order的free list开始，如果没有空闲块，往上在order+1的freelist搜索，直至找到可用的空闲块。如果有剩余，则以尽可能大的order放入freelist。如果找不到可用的空闲块，会触发内存的回收机制，像脏页刷新，页的换出，页面迁移等，然后回收；低内存情况下还会触发oom killer。buddy system能够尽量减少大于1个页的内存孔洞，外部碎片。在申请小块内存，尤其是内核在normal zone上分配时，使用slab来处理，减少内部碎片。slab和buddy的思想是一致的，将内存以大小固定块把内存组织起来，以最接近请求的块大小分配。slab分为通用slab和专有slab。内核把常用的结构以slab cache的方式管理，结构释放后并不释放内存，将其放在对应的结构的slab cache中。内核中的kmalloc，申请内存，如果大于64K会进入buddysystem分配。如果较小，就在slab的通用分配器上。slab开始是空的，通过grow的方式，从buddysystem申请分配内存。

用户空间的内存使用，是在虚拟地址空间上，以MMU将物理内存映射到用户空间。程序分了代码段，数据段，bss，stack，mmap区间（以vma描述）。文件在load时候，通过解析解析elf文件，将各段通过do_mmap映射到到进程地址空间，这些数据保存再mm_struct的code_start.code_end这类似变量。在程序开始执行时，将虚拟空间映射到物理内存上，加载程序各个段到内存，开始执行。程序申请中动态内存申请时再进程的堆空间上完成的，通过brk系统调用来实现。brk系统调用建立vma（或扩展原vma的大小），返回虚拟地址，并没有建立页表建立映射。当第一做写操作时，才真正建立虚拟地址到物理内存的映射。