鲁达 内存映射
物理内存也称为主存，动态随机访问内存（DRAM）。只有内核才可以直接访问物理内存。
Linux 内核给每个进程都提供了一个独立的虚拟地址空间，并且这个地址空间是连续的。这样，进程就可以很方便地访问内存，更确切地说是访问虚拟内存。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。
进程在用户态时，只能访问用户空间内存；只有进入内核态后，才可以访问内核空间内存。虽然每个进程的地址空间都包含了内核空间，但这些内核空间，其实关联的都是相同的物理内存，也就是共享动态链接库、共享内存等。当进程切换到内核态后，就可以很方便地访问内核空间内存。
并不是所有的虚拟内存都会分配物理内存，只有那些实际使用的虚拟内存才分配物理内存，并且分配后的物理内存，是通过内存映射来管理的。内存映射，其实就是将虚拟内存地址映射到物理内存地址。为了完成内存映射，内核为每个进程都维护了一张页表，记录虚拟地址与物理地址的映射关系。
页表实际上存储在 CPU 的内存管理单元 MMU 中，这样，正常情况下，处理器就可以直接通过硬件，找出要访问的内存。而当进程访问的虚拟地址在页表中查不到时，系统会产生一个缺页异常，进入内核空间分配物理内存、更新进程页表，最后再返回用户空间，恢复进程的运行。
CPU 上下文切换中的TLB（Translation Lookaside Buffer，转译后备缓冲器）是 MMU 中页表的高速缓存。由于进程的虚拟地址空间是独立的，而 TLB 的访问速度又比 MMU 快得多，所以，通过减少进程的上下文切换，减少 TLB 的刷新次数，就可以提高 TLB 缓存的使用率，进而提高 CPU 的内存访问性能。
MMU 规定了一个内存映射的最小单位，也就是页，通常是 4 KB 大小。这样，每一次内存映射，都需要关联 4 KB 或者 4KB 整数倍的内存空间。
4 KB大小的页，会导致整个页表会变得非常大，比如32位系统4GB/4KB=100多万个页表项。为了解决页表项过多的问题，Linux 提供了两种机制，也就是多级页表和大页（HugePage）。
多级页表就是把内存分成区块来管理，将原来的映射关系改成区块索引和区块内的偏移。由于虚拟内存空间通常只用了很少一部分，那么，多级页表就只保存这些使用中的区块，这样就可以大大地减少页表的项数。Linux 用四级页表来管理内存页，虚拟地址被分为 5 个部分，前 4 个表项用于选择页，而最后一个索引表示页内偏移。
大页，就是比普通页更大的内存块，常见的大小有 2MB 和 1GB。大页通常用在使用大量内存的进程上，比如 Oracle、DPDK 等。
通过这些机制，在页表的映射下，进程就可以通过虚拟地址来访问物理内存了。
虚拟内存空间分布
最上方的是内核空间，下方的是用户空间内存，用户空间又被分成多个不同的段
用户空间内存，从低到高分别是5种不同的内存段
1、 只读段，包括代码和常量等
2、 数据段，包括全景变量等
3、 堆，包括动态分配的内存，从低地址开始向上增长
4、 文件映射段，包括动态库，共享内存等，从高地址开始向下增长
5、 栈，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8M
这5个内存段中，堆和文件映射的内存是动态分配的，比如使用C标准库的malloc或mmap()，就可以分别在堆和文件映射段动态分配内存。64位系统的内存分布也是类似的，只是内存空间要大的多
内存分配与回收
malloc() 是 C 标准库提供的内存分配函数，对应到系统调用上，有两种实现方式，即 brk() 和 mmap()。
对小块内存（小于 128K），C 标准库使用 brk() 来分配，也就是通过移动堆顶的位置来分配内存。这些内存释放后并不会立刻归还系统，而是被缓存起来，这样就可以重复使用。
对大块内存（大于 128K），则直接使用内存映射 mmap() 来分配，也就是在文件映射段找一块空闲内存分配出去。
这两种方式的优缺点：
brk()方式的缓存，可以减少缺页异常的发生，提高内存访问效率。不过，由于这些内存没有归还系统，在内存工作繁忙时，频繁的内存分配和释放会造成内存碎片。
mmap()方式分配的内存，会在释放时直接归还系统，所以每次 mmap 都会发生缺页异常。在内存工作繁忙时，频繁的内存分配会导致大量的缺页异常，使内核的管理负担增大。这也是 malloc 只对大块内存使用 mmap 的原因。
需要注意的是：当这两种调用发生后，其实并没有真正分配内存。这些内存，都只在首次访问时才分配，也就是通过缺页异常进入内核中，再由内核来分配内存。
整体来说，Linux 使用伙伴系统来管理内存分配。前面我们提到过，这些内存在 MMU 中以页为单位进行管理，伙伴系统也一样，以页为单位来管理内存，并且会通过相邻页的合并，减少内存碎片化（比如 brk 方式造成的内存碎片）。
但在实际系统运行中，会有大量比页还小的对象，如不到1K，如果为它们也分配单独的页，会浪费大量的内存，那该怎么分配内存呢？
在用户空间，malloc 通过 brk() 分配的内存，在释放时并不立即归还系统，而是缓存起来重复利用。
在内核空间，Linux 则通过 slab 分配器来管理小内存。你可以把 slab 看成构建在伙伴系统上的一个缓存，主要作用就是分配并释放内核中的小对象。
内存回收：对内存来说，如果只分配而不释放，就会造成内存泄漏，甚至会耗尽系统内存。所以，在应用程序用完内存后，还需要调用 free() 或 unmap() ，来释放这些不用的内存。当然，系统也不会任由某个进程用完所有内存。在发现内存紧张时，系统就会通过一系列机制来回收内存，比如下面这三种方式：
（1）回收缓存，比如使用 LRU（Least Recently Used）算法，回收最近使用最少的内存页面。
（2）回收不常访问的内存，把不常用的内存通过交换分区（Swap）直接写到磁盘中。Swap 其实就是把一块磁盘空间当成内存来用。它可以把进程暂时不用的数据存储到磁盘中（这个过程称为换出），当进程访问这些内存时，再从磁盘读取这些数据到内存中（这个过程称为换入）。Swap 把系统的可用内存变大了，但通常只在内存不足时，才会发生 Swap 交换，并且由于磁盘读写的速度远比内存慢，Swap 会导致严重的内存性能问题。
（3）杀死进程，内存紧张时系统还会通过 OOM（Out of Memory，内核的一种保护机制），直接杀掉占用大量内存的进程.。OOM 监控进程的内存使用情况，并且使用 oom_score 为每个进程的内存使用情况进行评分：
一个进程消耗的内存越大，oom_score 就越大；
一个进程运行占用的 CPU 越多，oom_score 就越小。
这样，进程的 oom_score 越大，代表消耗的内存越多，也就越容易被 OOM 杀死，从而可以更好保护系统。
当然，为了实际工作的需要，管理员可以通过 /proc 文件系统，手动设置进程的 oom_adj，从而调整进程的 oom_score。oom_adj 的范围是 [-17, 15]，数值越大，表示进程越容易被 OOM 杀死；数值越小，表示进程越不容易被 OOM 杀死，其中 -17 表示禁止 OOM。如用下面的命令，你就可以把 sshd 进程的 oom_adj 调小为 -16，这样， sshd 进程就不容易被 OOM 杀死。
echo -16 > /proc/$(pidof sshd)/oom_adj
Buffer和Cache
free命令中buffer和cache都表示缓存，但用途不一样
1、 Buffer，是内核缓冲区用到的内存，对应的是/proc/meminfo中的Buffer值
2、 Cache，是内核页缓存和Slab用到的内存，对应的是/proc/meminfo中的Cache和SReclaimable之和
简单来说，Buffer 是对磁盘数据的缓存，而 Cache 是文件数据的缓存，它们既会用在读请求中，也会用在写请求中。
cache（缓存）从CPU角度考虑，是为了提高cpu和内存之间的数据交换速度而设计的，例如平常见到的一级缓存、二级缓存、三级缓存。 cpu在执行程序所用的指令和读数据都是针对内存的，也就是从内存中取得的。由于内存读写速度慢，为了提高cpu和内存之间数据交换的速度，在cpu和内存之间增加了cache，它的速度比内存快，但是造价高，又由于在cpu内不能集成太多集成电路，所以一般cache比较小，以后intel等公司为了进一步提高速度，又增加了二级cache，甚至三级cache，它是根据程序的局部性原理而设计的，就是cpu执行的指令和访问的数据往往在集中的某一块，所以把这块内容放入cache后，cpu就不用在访问内存了，这就提高了访问速度。当然若cache中没有cpu所需要的内容，还是要访问内存的。
从内存读取与磁盘读取角度考虑，cache可以理解为操作系统为了更高的读取效率，更多的使用内存来缓存可能被再次访问的数据。
缓冲（buffers）是为了提高内存和硬盘（或其他I/O设备）之间的数据交换的速度而设计的。把分散的写操作集中进行，减少磁盘碎片和硬盘的反复寻道，从而提高系统性能。linux有一个守护进程定期清空缓冲内容（即写入磁盘），也可以通过sync命令手动清空缓冲。
简单来说，buffer是即将要被写入磁盘的，而cache是被从磁盘中读出来的。 buffer是由各种进程分配的，被用在如输入队列等方面。一个简单的例子如某个进程要求有多个字段读入，在所有字段被读入完整之前，进程把先前读入的字段放在buffer中保存。
cache经常被用在磁盘的I/O请求上，如果有多个进程都要访问某个文件，于是该文件便被做成cache以方便下次被访问，这样可提高系统性能。