为什么linux kernel默认的页面大小是4K，而不是4M或8M

太多了，我就做一次搬运工了。

相信很多人在看内核内存管理部分的时候，都有这样一个疑问，为什么物理页面的大小选择4K，而不是大一些或者小一些呢？

这个问题没有固定的答案，仁者见仁智者见智，每个人的关注点不一样。所以这篇文章不是说给出一个固定的答案，更多的只是一篇讨论性的文章。

内核的页面大小首先跟CPU有关，不同的架构支持的页面大小也不相同，但有一个共同点，那就是肯定支持4K的页面大小。为什么处理器在设计

的时候会选择4K，而不是其他，这个只有熟悉CPU历史的人才能给出答案，本人才疏学浅，回答不上来，有兴趣的自己找一找。当然处理器的设计者在考虑页面

大小的时候，也不是凭空就选择了这个大小，除了历史因素，肯定综合了考虑了大页面、小页面的优缺点，所以这里主要列出这些优缺点，通过这些比较来发现内核

为什么将默认的页面大小选择为4K。

现在更多争论的是大页面还是维持现在的页面4K大小，所以小页面的情况我们就不考虑了，通过比较前两者也可以得出小页面的情况。支持大页面的人通常认为大页面有以下好处：

1、减小page table占用的内存。

假设内存一定的话，页面大小越大，管理页面占用的内存也越小。现在内核中每个页面假设是4K的话，这4K不是全都可用，还有一部分用作

struct

page（大约是64bytes），如果是2.6.32的话，每个页还有一个page_cgroup（32bytes），也就是说内存大小的2.3%

(96/4096)会被内核固定使用。如果页面大小是4M的话，这个比率大约是0.0006%。假设内存时64G的话，页面大小是4K，管理页占用的内存

为1.472G，而页面大小是4M，管理页面占用的内存为0.393M。所以页面比较大时，节省的内存比较多。

2、提高TLB的命中率

每次访问内存的时候，都要将虚拟地址转换为物理地址，如果每次都访问页表的话，消耗比较大。因此，通常使用TLB来加速这个过程。但是

TLB的可以直接转换的地址范围是有限的（具体就是项数乘以页面大小），一旦出现TLB

miss，这时就必须去页表中查找。所以，如果是大页面的话，同样TLB项数的情况下，可以跟踪更大的内存。

3、提高磁盘I/O

我们知道在访问磁盘时，最耗时的 *** 作就是查找写入盘区的起始位置，也就是在磁盘盘片上将读写头置于正确的位置上。所以如果是大页面的话，可以减少写入磁盘的次数。比如要写入4M的缓存，页面大小是4M的话，只需写入1次，而页面大小是4K的话，则需要写入4次。

4、提供缓存利用率

如果是大页面的话，可以减少访问伙伴系统的次数。调用伙伴系统的 *** 作队系统的数据和指令高速缓存有相当的影响。内核越浪费这些资源，这些资源对用户空间进程就越不可用。

除了上面提高的好处，肯定还有的好处，就不一一列举了。那既然有这么好处，而且现在内存越来越大，为什么不更多地采用大页面呢？比如4M？

软件开发中，从来不会有非常完美的方案，都是在优缺点之间找到平衡点。同样，大页面有这样那样的好处，缺点也很明显。

1、最大的问题就是内存浪费，而且这个问题非常严重。比如这时要分配的内存是4M+1byte，这时需要两个页面才能满足分配的需要，这个

时候浪费的内存为4M-1byte。如果页面是4K的话，浪费的内存数量为4k-1byte。页面太大，可能导致每个页面都只使用了部分空间，剩余的空间

就被浪费了。当然对于数据库这样的系统来说，页面越大会越好，但是内核要考虑到通用的情况，而不是专注于特殊的应用场景。再比如，现在系统都是只分配虚拟

地址空间，虚拟地址空间只有在真正被访问的时候，才映射物理页面，而且为了减少物理页面的浪费，对不访问的部分，则不作映射。如果页面太大，在映射很小的

部分时，分配的内存会越大，浪费也就越大。系统在运行时，会频繁地请求内存页的 *** 作，这样导致潜在的浪费会非常严重。这样的浪费会完全抵消减小page

table的优势。

2、页面太大，会导致大量的内存碎片。因为底层的内存管理是以页面为单位。如果系统运行了很长时间，空闲的内存很多，但是连续的内存块都小

于要分配的页面数。这时可以通过移动内存块或者利用swap来获取可用内存，但是会导致分配内存的 *** 作很慢，这种慢会形成恶性循环，严重影响系统的性能。

如果是小页面的话，内存的利用会比较紧凑，分配页面时需要的连续内存块的大小不像大页面那样需要的那么大。

3、如果CPU崩溃，TLB可以访问的内存越大，对系统的影响也越大。这时一把双刃剑，大页面可以提供TLB访问的内存数量，但是CPU崩溃时，会导致很多内存访问要去页表中请求物理地址。

4、兼容性问题。X86处理器支持的页面大小只有4K，所以如果页面过大的话，会导致兼容性问题。

5、如果页面太大，在将内存页换出到swap分区时，需要换出的内存也就越大，会影响性能。

总之，这个页面大小4K是在计算机发展过程中选择的，也是在实践中经过检验的，现在看来这个页面是合适的。

Concepts overview — The Linux Kernel documentation

Linux中的内存管理是一个复杂的系统，经过多年的发展，它包含越来越多的功能，以支持从 MMU-less microcontrollers 到 supercomputers 的各种系统。

没有MMU内存管理的系统被称为 nommu ，它值得写一份专门的文档进行描述。

尽管有些概念是相同的，这里我们假设MMU可用，CPU可以将虚拟地址转换为物理地址。

计算机系统中的物理内存是有限资源，即便支持内存热插拔，其可以安装的内存也有限的。物理内存不一定必须是连续的；它可以作为一组不同的地址范围被访问。此外，不同的CPU架构，甚至同架构的不同实现对如何定义这些地址范围都是不同的。

这使得直接处理物理内存异常复杂，为了避免这种复杂性，开发了 虚拟内存 （virtual memory） 的概念。

虚拟内存从应用软件中抽象出物理内存的细节，只允许在物理内存中保留需要的信息 （demand paging） ，并提供一种机制来保护和控制进程之间的数据共享。

通过虚拟内存，每次内存访问都访问一个 虚拟地址 。当CPU对从系统内存读取（或写入）的指令进行解码时，它将该指令中编码的虚拟地址转换为内存控制器可以理解的物理地址。

物理内存被切分为 页帧 page frames 或 页 pages 。页的大小是基于架构的。一些架构允许从几个支持的值中选择页大小；此选择在内核编译时设置到内核配置。

每个物理内存页都可以映射为一个或多个 虚拟页（virtual pages） 。映射关系描述在 页表（page tables） 中，页表将程序使用的虚拟地址转换为物理内存地址。页表以层次结构组织。

最底层的表包含软件使用的实际内存页的物理地址。较高层的表包含较低层表页的物理地址。顶层表的指针驻留在寄存器中。

当CPU进行地址转换的时候，它使用寄存器访问顶级页表。

虚拟地址的高位，用于顶级页表的条目索引。然后，通过该条目访问下级，下级的虚拟地址位又作为其下下级页表的索引。虚拟地址的最低位定义实际页内的偏移量。

地址转换需要多次内存访问，而内存访问相对于CPU速度来说比较慢。为了避免在地址转换上花费宝贵的处理器周期，CPU维护着一个称为 TLB （Translation Lookaside Buffer）的用于地址转换缓存（cache）。通常TLB是非常稀缺的资源，需要大内存工作应用程序会因为TLB未命中而影响性能。

很多现代CPU架构允许页表的高层直接映射到内存页。例如，x86架构，可以通过二级、三级页表的条目映射2M甚至1G内存页。在Linux中，这些内存页称为 大页 （Huge） 。大页的使用显著降低了TLB的压力，提高了TLB命中率，从而提高了系统的整体性能。

Linux提供两种机制开启使用大页映射物理内存。

第一个是 HugeTLB 文件系统，即 hugetlbfs 。它是一个伪文件系统，使用RAM作为其存储。在此文件系统中创建的文件，数据驻留在内存中，并使用大页进行映射。

关于 HugeTLB Pages

另一个被称为 THP (Transparent HugePages) ，后出的开启大页映射物理内存的机制。

与 hugetlbfs 不同，hugetlbfs要求用户和/或系统管理员配置系统内存的哪些部分应该并可以被大页映射；THP透明地管理这些映射并获取名称。

关于 Transparent Hugepage Support

通常，硬件对不同物理内存范围的访问方式有所限制。某些情况下，设备不能对所有可寻址内存执行DMA。在其他情况下，物理内存的大小超过虚拟内存的最大可寻址大小，需要采取特殊措施来访问部分内存。还有些情况，物理内存的尺寸超过了虚拟内存的最大可寻址尺寸，需要采取特殊措施来访问部分内存。

Linux根据内存页的使用情况，将其组合为多个 zones 。比如， ZONE_DMA 包含设备用于DMA的内存， ZONE_HIGHMEM 包含未永久映射到内核地址空间的内存， ZONE_NORMAL 包含正常寻址内存页。

内存zones的实际层次架构取决于硬件，因为并非所有架构都定义了所有的zones，不同平台对DMA的要求也不同。

多处理器机器很多基于 NUMA （Non-Uniform Memory Access system - 非统一内存访问系统 ）架构。 在这样的系统中，根据与处理器的“距离”，内存被安排成具有不同访问延迟的 banks 。每个 bank 被称为一个 node ，Linux为每个 node 构造一个独立的内存管理子系统。 Node 有自己的zones集合、free&used页面列表，以及各种统计计数器。

What is NUMA?

NUMA Memory Policy

物理内存易失，将数据放入内存的常见情况是读取文件。读取文件时，数据会放入 页面缓存（page cache） ，可以在再次读取时避免耗时的磁盘访问。同样，写文件时，数据也会被放入 页面缓存 ，并最终进入存储设备。被写入的页被标记为 脏页（dirty page） ，当Linux决定将其重用时，它会将更新的数据同步到设备上的文件。

匿名内存 anonymous memory 或 匿名映射 anonymous mappings 表示没有后置文件系统的内存。这些映射是为程序的stack和heap隐式创建的，或调用mmap（2）显式创建的。通常，匿名映射只定义允许程序访问的虚拟内存区域。读，会创建一个页表条目，该条目引用一个填充有零的特殊物理页。写，则分配一个常规物理页来保存写入数据。该页将被标记为脏页，如果内核决定重用该页，则脏页将被交换出去 swapped out 。

纵贯整个系统生命周期，物理页可用于存储不同类型的数据。它可以是内核内部数据结构、设备驱动DMA缓冲区、读取自文件系统的数据、用户空间进程分配的内存等。

根据内存页使用情况，Linux内存管理会区别处理。可以随时释放的页面称为 可回收（reclaimable） 页面，因为它们把数据缓存到了其他地方（比如，硬盘），或者被swap out到硬盘上。

可回收页最值得注意的是 页面缓存 和 匿名页面 。

在大多数情况下，存放内部内核数据的页，和用作DMA缓冲区的页无法重用，它们将保持现状直到用户释放。这样的被称为 不可回收页（unreclaimable） 。

然而，在特定情况下，即便是内核数据结构占用的页面也会被回收。

例如，文件系统元数据的缓存（in-memory）可以从存储设备中重新读取，因此，当系统存在内存压力时，可以从主内存中丢弃它们。

释放可回收物理内存页并重新调整其用途的过程称为 (surprise!) reclaim 。

Linux支持异步或同步回收页，取决于系统的状态。

当系统负载不高时，大部分内存是空闲的，可以立即从空闲页得到分配。

当系统负载提升后，空闲页减少，当达到某个阈值（ low watermark ）时，内存分配请求将唤醒 kswapd 守护进程。它将以异步的方式扫描内存页。如果内存页中的数据在其他地方也有，则释放这些内存页；或者退出内存到后置存储设备（关联 脏页 ）。

随着内存使用量进一步增加，并达到另一个阈值- min watermark -将触发回收。这种情况下，分配将暂停，直到回收到足够的内存页。

当系统运行时，任务分配并释放内存，内存变得碎片化。

虽然使用虚拟内存可以将分散的物理页表示为虚拟连续范围，但有时需要分配大的连续的物理内存。这种需求可能会提升。例如，当设备驱动需要一个大的DMA缓冲区时，或当THP分配一个大页时。

内存地址压缩（compaction ） 解决了碎片问题。

该机制将占用的页从内存zone的下部移动到上部的空闲页。压缩扫描完成后，zone开始处的空闲页就并在一起了，分配较大的连续物理内存就可行了。

与 reclaim 类似， compaction 可以在 kcompactd守护进程中异步进行，也可以作为内存分配请求的结果同步进行。

在存在负载的机器上，内存可能会耗尽，内核无法回收到足够的内存以继续运行。

为了保障系统的其余部分，引入了 OOM killer 。

OOM killer 选择牺牲一个任务来保障系统的总体健康。选定的任务被killed，以期望在它退出后释放足够的内存以继续正常的 *** 作。

额.........2^12是表示页的大小是4KB了......2^20就是页的多少.2^20个页,每个页是4K,这样能寻址范围就是32为系统的最大上限了.就是4G了.(2^20*4K=4G)

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为何2^12表示页是4k的原因是因为一个内存地址对应一个最小内存单元,就是1个字节.4096个内存地址.就是4K这么大小的内存里含有的内存最小单元的个数.

2^20次怎么来的是这样的,包含4096个的地址的表(页索引表)有1024个(因为10位索引每一种变化都指向一个表所以有1024个).有一个表(一级页目录表)包含1024个(道理同上)这样的表.这样就变成最简单的乘法算数了.1024*1024*4096=4G

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之所以不采用一级也表是因为一级页表的话就是20位的偏移量.2^20个偏移量存在内存里是比较占空间和没效率的.所以最基础的就是从2级也表开始.在各种系统里页表分级不同偏移位不同.linux 2.6内核里设计上有4级页表.但是只用了3级页表

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