前言

写代码想知道某段时间内存够不够用 想更清楚高低水位 清楚虚拟ram和物理ram的关系

CPU通过地址总线可以访问连接在地址总线上的所有外设,包括物理内存、I0设备等等, 但从CPU发出的访问
地址并非是这些外设在地址总线上的物理地址，
而一个虚拟地址，由MMU将虚拟地址转换成物理地址再从地址总线上发出，
MMU上的这种虚拟地址和物理地址的錾关系是需要创建的，并且MMU还可以设备这个物理面是否可以进行写操作，
当没有创建一个虚拟地址到物理地址的映射，或者创建了这样的映射，
但是那个物理面不可写的时候，MMU将会通知CPU产生一个缺页异常。
或者说有时候用户空间或者内核空间使用malloc 这种创建了一块区域 并不是真的在物理ram上分配了页
只有使用到的时候 会发生一个缺页异常 后续才有一系列流程来分配这个页

虚拟内存空间加深印象

抄一下某个博主的图
在 Linux 操作系统中，虚拟地址空间的内部又被分为内核空间和用户空间两部分，不同位数的系统，地址空间的范围也不同。比如最常见的 32 位和 64 位系统

32 位系统的内核空间占用 1G，位于最高处，剩下的 3G 是用户空间；
64 位系统的内核空间和用户空间都是 128T，分别占据整个内存空间的最高和最低处，剩下的中间部分是未定义的。空洞区域
虽然每个进程都各自有独立的虚拟内存，但是每个虚拟内存中的内核地址，其实关联的都是相同的物理内存。这样，进程切换到内核态后，就可以很方便地访问内核空间内存。

最后到每一个进程中用户空间的分布情况

通过这张图你可以看到，用户空间内存，从低到高分别是 7 种不同的内存段：
程序文件段，包括二进制可执行代码；
已初始化数据段，包括静态常量；
未初始化数据段，包括未初始化的静态变量；
堆段，包括动态分配的内存，从低地址开始向上增长；
文件映射段，包括动态库、共享内存等，从低地址开始向上增长（跟硬件和内核版本有关）；也是文件页(下面有说)
栈段，包括局部变量和函数调用的上下文等。栈的大小是固定的，一般是 8 MB。当然系统也提供了参数，以便我们自定义大小；
在这 7 个内存段中，堆和文件映射段的内存是动态分配的。比如说，使用 C 标准库的 malloc() 或者 mmap() ，就可以分别在堆和文件映射段动态分配内存。

VMA

linux内核中，这样的区域被称之为虚拟内存区域(virtual memory areas),简称 VMA。
一个vma就是一块连续的线性地址空间的抽象，它拥有自身的权限(可读，可写，可执行等等) ，
每一个虚拟内存区域都由一个相关的 struct vm_area_struct 结构来描述。
从进程的角度来讲，VMA 其实是虚拟空间的内存块，一个进程的内存资源由多个内存块组成，所以，一个进程的描述结构 task_struct 中首先包含Linux的内存描述符 struct mm_struct 结构。
下面的图为了说明这些结构体都连其他结构体 能看下面的源码

发生缺页异常跑入的函数_do_ page_ fault源码分析

下面的代码会对产生异常的情况进行判断 直到最后才是因为 用户空间或者内核空间
给产生异常的地方分配物理ram页

static noinline voic 
    do_ page_ fault(struct pt_ regs *regs, unsigned 1ong error_code,
        unsigned 1ong address ){
    struct vm_ _area_ struct *vma; // 定义结构体指针变量:表示-个独立的虚拟内存区域
    struct task_ struct *tsk; //进程描述符
    struct mm_ _struct *mm; // 进程内存描述符
    int fault, major = 0;
    unsigned int flags = FAULT_ _FLAG ALLOW_ RETRY| FAULT_ _FLAG_ _KILLABLE;
    //获取当前CPU正在运行的进程的进程描述符
    //然后获取进程的内存描述符
    tsk = current;
    mm = tsk- >mm; .
    //缺页地址位于内核空间，并不代表异常发生于内核空间，有可能是用户状态访问了内核空间的地址
    if (unlikely(fault_ _in_ _kernel_ space(address))) {
        if (!(error. _code & (PF_ _RSVD | PF_ _USER | PF. _PROT))) {
        //检查发生缺页地址是否在vmalloc区，是则进行相应的处理，主要是从内核主页表向进程页表同步数据
        if (vmalloc_ _fault(address) >= 0)
            return;
        if (kmemcheck_ fault(regs, address, error. code))
            return;
        }
        //检查是否是TLB (转换后备缓冲区，又称为页表缓存)导致候的性能延迟
        if (spurious_ fault(error_ code, address))
            //由于异常地址位于内核态，触发内核异常，因为vmalloc区的缺页异常，内核态的缺页异常只能
            //发生在vmalloc区，如果不是，那就是内核异常。
            bad_ area_ nosemaphore(regs, error_ code, address, NULL);
            return;
    }
    //可以缩短因缺页异常所导致的差中断时长
    if (user_mode(regs)) {
    1ocal_irq_enable();
    error_ code |= PF_ USER;
    flags |= FAULT_ FLAG_ USER;
    } else{
    if (regs->flags & X86_ EFLAGS_ IF)
    local_ _irq_ enable();
    if (unlikely(!down_ read_ try1ock(&mm- >mmap_ sem))) { .
    // 缺页发生在内核.上下文，此情况发生缺页的地址只能位于用户态地址空间
    if ((error_ code & PF_ USER) ==日&&
    !search_ exception. _tables(regs->ip)) {
    bad_area_ nosemaphore(regs, error_ code, address, NULL);
    return;
    }
retry: //如果发生在用户态或者是有exception talbe， 说明不是内核异常
    down_ read( &mm- >mmap_ sem);
    } else {
    /*
    * The above down_ read_ trylock() might have succeeded in
    * which case We'll have missed the might_ sleep() from
    down_ read():*/
    might_ sleep();
    }
    //在当前进程的地址空间中查找发生异常的地址对应的VMA
    vma = find_ vma(mm, address);
    //如果没有找到VMA，则释放信号量
    if (unlikely(!vma)) {
    bad_ _area(regs, error. code, address );
    return;
    }

    //找到VMA，且发生异常的虛拟地址位于VMA的有效范围内，则为正常的缺页异常，请求调页，分配物理内存
    if (likely(vma->vm_ _start <= address))
        goto good_area;
    //如果异常地址不是位于紧挨着堆栈区域，同时又没有相应VMA，则进程访问造成非法地址，进入bad_area处理
    if (unlikely(!(vma->Vm_ _flags & VM_ GROWSDOWIN))) {
    bad_ _area(regs, error_ code, address);
    return;
    //表示缺页异常地址位于堆栈区，需要扩展堆栈，说明(堆栈区的虛拟地址空间也是动态分配和扩展的，不是
    //一开始就分配好的。)
    if (unlikely(expand_ stack(vma, address))) {
    bad_ _area(regs, error. code, address);
    return;
    /*
    0k, we have a good Vm_ area for this memory access, so
    we can handle it.. .
    */
    //说明: 正常的缺页异常， 进行请求调页，分配物理内存
good_area:
    if (unlikely(access_ error(error. code, vma))) {
    bad_ area_ access_ error(regs, error. code, address, vma);
    return;
    //从函数handle_ mm_ fault开始的部分，是所有处理器架构共用的部分
    //负责处理用户空间的缺页错误异常。
    fault = handle_ mm_ faultkvma, address, flags);
    major |= fault & VM_ FAULT_ MAJOR;
    }

用户空间异常

上面代码执行到用户空间异常会进行判断 反正就是来生成物理ram页
用户空间页错误异常是指进程访问用户虚拟地址生成的页错误异常，可以分为两种情况: .
进程在用户模式下访问用户虚拟地址，生成页错误异常。
进程在内核模式下访问用户虚拟地址，生成页错误异常。
进程通过系统调用进入内核模式，系统调用传入用户空间的缓冲区，进程在内核模式下访问用户空间的缓冲区。
如果虚拟内存区域使用标准巨型页，则调用函数hugetlb_ fault处理标准巨型页的页错误异常。
如果虚拟内存区域使用普通页，则调用_ handle_ mm_ fault处理普通页的页错误异常。

发生页异常处理

应用程序通过 malloc 函数申请内存的时候，实际上申请的是虚拟内存，此时并不会分配物理内存。
当应用程序读写了这块虚拟内存，CPU 就会去访问这个虚拟内存， 这时会发现这个虚拟内存没有映射到物理内存， CPU 就会产生缺页中断，进程会从用户态切换到内核态，并将缺页中断交给内核的 Page Fault Handler （缺页中断函数）处理。
缺页中断处理函数会看是否有空闲的物理内存，如果有，就直接分配物理内存，并建立虚拟内存与物理内存之间的映射关系。
如果没有空闲的物理内存，那么内核就会开始进行回收内存的工作，回收的方式主要是两种：直接内存回收和后台内存回收。

后台内存回收（kswapd）：在物理内存紧张的时候，会唤醒 kswapd 内核线程来回收内存，这个回收内存的过程异步的，不会阻塞进程的执行。
直接内存回收（direct reclaim）：如果后台异步回收跟不上进程内存申请的速度，就会开始直接回收，这个回收内存的过程是同步的，会阻塞进程的执行。

如果直接内存回收后，空闲的物理内存仍然无法满足此次物理内存的申请，那么内核就会放最后的大招了 ——触发 OOM
（Out of Memory）机制。

匿名页(anonymous pages)

匿名页，没有文件背景的页面（即没有与磁盘文件存在任何映射关系的内存页面），如stack，heap，数据段，共享内存

文件页(file-backed pages)

文件页，即与磁盘文件存在映射关系的内存页(有文件背景的页面)，例如进程代码段、文件的映射页等 ,他们有对应的硬盘文件，
因此如果要交换，可以直接和硬盘对应的文件进行交换。内存紧张时，非dirty的文件页可以直接drop掉，所以这个也算作MemAvailable中。

继续回到刚刚的函数

什么情况下会发生匿名页缺页异常呢?
函数的局部变量比较大，或者函数调用的层次比较深，导致当前栈不够用，需要扩大栈;
进程调用malloc,从堆申请了内存块，只分配虚拟内存区域，还没有映射到物理页，第
一次访问时触发缺页异常。
进程直接调用mmap，创建匿名的内存映射，只分配了虚拟内存区域，还没有映射到物
理页，第一次访问时触发缺页异常。

何时会触发文件页的缺页异常呢?
启动程序的时候，内核为程序的代码段和数据段创建私有的文件映射，映射到里程的虚
拟地址空间，第- -访问的时候触发文件页的缺页异常。
进程使用mmap创建文件映射，把文件的一个区间映射到进程的虚拟地址，第一-次访问
的时候触发文件页的缺页异常。

参考文章
https://blog.csdn.net/qq_34827674/article/details/107042163