【Linux】第二十七站：内存管理与文件页缓冲区

文章目录

一、物理内存和磁盘交换数据的最小单位
二、操作系统如何管理内存
三、文件的页缓冲区
四、基数树or基数（字典树）
五、总结

一、物理内存和磁盘交换数据的最小单位

我们知道系统当中除了进程管理、文件管理以外，还有内存管理

内存的本质就是对数据的一种临时存取，所以我们可以把内存看作一个非常大的缓冲区就可以了。

当内存需要数据的时候，可以直接从磁盘中读取，不需要的时候可以直接释放或者与磁盘进行交换

为了方便物理内存与磁盘进行交互，我们会将物理内存看作一个一个的小格子，内存也是一种线性的。这个一个个的小单位是4KB

像我们平时形成的可执行程序也是一个一个的以4KB为单位的小的数据段。

也就是说，如果一个可执行程序是4M,那么其实这个可执行程序也是4KB，4KB进行划分的。这是因为文件系统中数据块的大小就是4KB。

所以可执行程序在文件系统中天然就是每读一个块就是4KB

而我们就将物理内存的这一个个4KB就叫做页框，将磁盘当中的这一个个4KB叫做页帧

那么为什么必须是4KB,可以是1KB，2KB吗？

当然是可以的，不过这样我们需要修改操作系统的底层源代码。最终重新编译操作系统

而我们为什么要选择4KB呢，我们的文件压根可能就没有4KB。可能就是1KB，那么那3KB就浪费了。即便某个文件只有一个比特位，我们也不能只拿这1个比特位，必须将这4KB全部加载进来。

我们知道磁盘本身就是一个机械设备，注定了它IO时候访问的周期比较长，即比较慢，一次4KB很显然要比一次1KB效率要更高一些。（因为只需要磁头定位一次即可。比要定位四次快得多）

其次就是计算机中存在着局部性原理：在访问某些代码和数据时候，它附近的代码和数据也有很大概率被访问。而且因为机械运动才是慢的主要矛盾，有可能我们的文件只有100字节，但是我们也要读取4KB，这两个的效率其实差不多。而且100字节可能更加分散，需要更加精细

所以就有了基于局部性原理的预加载机制

它可以减少IO的次数，从而对系统整体进行提速 ----硬件

基于局部性原理，有了预加载机制 ----软件

注意这里的4KB是物理内存和磁盘交换数据的单位

二、操作系统如何管理内存

在操作系统层面上，要管理内存，肯定会用到虚拟地址。

而操作系统管理内存，也肯定是能看到内存的物理地址的。

那么操作系统如何管理内存呢？？

先描述后组织

所以在操作系统里面肯定有一个东西
struct page
{//page页必要的属性信息。
}；
像我们的系统如果有4GB的内存的话，那么最终会存在1024*1024*\1024*4 /4/1024，即约100万多个页。

然后我们在操作系统内核里面直接定义
struct page mem_array[1048579]
所以我们发现对内存的管理变为了对数组的管理。

即先描述后组织

而我们知道数组是天然有下标的，所以我们就天然的有了页号的概念

所以以后当有了一个地址以后，我们就可以知道它是在哪一个页号上的

因为4KB，需要用12位

所以我们只需要将这个低12位全部清零即可

比如0x11223344，我们直接让他按位与上0xFFFFF000

所以它最终的页号就是0x11223000

所以我们就直接用这个页号就找到了对应的属性

所以，我们要访问一个内存，我们只需要先直接找到这个4KB对应的Page,就能在系统中找到对应的物理页框

在我们系统中，所有申请内存的动作，都是在访问内存Page数组

而且这个Page结构体不会很大，因为会有一个Page类型的数组，它最终也是要在内存中存放着的，所以它不能太大，所以这也再次说明了前面的页框大小不能太小，因为它越小，这个数组就越大，占据的内存空间越大。

如下所示，它的page里面都是一些union,这个flags代表它的使用状态。（每一个比特位都有它的含义，比如当我要使用这个页框的时候，我们只需要判断其中的一个标志位是否为0，如果为0那么改为1，这个内存就被使用了）。下面的这个count代表的就是引用计数。用来判断该内存被多少人使用。

同时在这个Page中还有一个lru，它是最近最少使用。也就是说操作系统会将最近最少使用的东西拿出来给刷新出去。

三、文件的页缓冲区

如下图所示

在我们开机的时候，不仅仅是为我们创建了进程了，内存管理做好了等等。

还会将我们文件系统相关的数据都已经预加载到内存了，尤其是Super Block等这些文件系统相关的信息

我们可能会说，那在操作系统上存在着很多分区，这也无所谓，因为可以用链表将他们组织起来

如下是一个操作系统，里面有进程、files_struct等内核数据结构

所以最终操作系统上层用的都是fd文件描述符

当我们在打开文件的时候，我们必须知道这个文件的路径+文件名，然后我们就能读取当前目录的数据块，从而找到文件的inode

因为这些inode Bitmap,Block Bitmap已经被提前加载到内存中了。然后我们确认这个inode是否存在，如果存在，直接将这个inode给加载进来，最后也就能读取到对应的数据块了。

以上都是一个文件被加载到内存当中的过程。

而现在我们关心的是这两件东西：文件的属性+文件的内容

所以我们需要做的就是，文件的属性如何被拿到。

我们知道文件的属性都在inode里面，struct file里面也有文件的属性，不过只有少量的属性。

所以我们会创建一个内核数据结构，struct inode，然后直接将磁盘中的inode里面的内容填写到这个内核数据结构中。而这个struct file是可以找到struct inode的

可是我们之前说过，我们在上层调用fprintf以后，就会通过这个fd，往对应进程中找到对应的文件描述符，从而去找到struct file结构体。那么在这里如何将数据写到磁盘中呢？

我们现在只能去找到文件的属性

其实在struct file里面还存在一个结构叫做address_space。

而radix_tree_root它是一颗多叉树

它结点里面是这样的结构

如下图所示，它的每一个叶子结点都指向一个struct page对象，而这样的每一个struct page对象都对应着4KB的内存大小

所以说当我们将数据拷贝到struct file以后，就会找到address_space,然后一路找到这棵树的叶子节点中，最终通过这个叶子节点的struct page去管理对应的内存

而上面这个就是文件的页缓冲区

四、基数树or基数（字典树）

在Linux中，我们的每一个进程，打开的每一个文件都要有自己的inode属性和自己的文件页缓冲区

什么是字典树呢？

类似于下面的26叉树每个结点可以指向26个字母

我们可以用下面这个3个字母简单的来代替

当我们要查找某个对象的时候，我们可以用bbb来作为key值，从而找到某个对象

文件的内容按照4kb是有偏移量的

比如一个10MB的文件，它占据的内存就是10*1024*1024

而文件的内容是按照4KB一块一块的进行存储着的

而这刚好就是2560块

所以我们就可以给他进行编号[1,2560]

而每一块乘以4KB就是他们的相对于原始数据的偏移量

所以前面的这一批数字[1,2560]它刚好每一个编号都是一个int类型的

而int类型是占据32位的

比如有一个数据是0xFF FF FF FF

这个整数我们可以将第一个数字看作一个b,第二个数字看作一个c,第三个数字看作一个a

如果我们可以像前面那样构建出一颗字典树

我们就可以利用这个文件的内容所在的区域

就可以利用字典树，找到对应的page的映射关系。

所以当我们进行读写文件的时候，从开头读，每一个读写都有偏移量。

根据这个偏移量，就可以将这个偏移量转化为树中的某一个page

这样我们就可以根据它的page偏移量，就确定先刷新哪一个page,后刷新哪一个page，就可以让文件有序的进行刷新了

最终我们的数据就成功的写入到了内存中