疫情在家，整理下以前的学习笔记， 作为linux 三个最重要的部分之一（进程，io，内存），内存管理是非常重要的，是深入理解linux各个部分的基础，linux的内存管理与其他rtos的内存管理不一样，他是一个“富” os，也就是支持很多的应用同时跑，还需要支持应用之间的内存隔离。Linux 内存不仅仅用于内存，比如作为硬盘的补充，硬盘本身也可以作为内存来使用。
- 硬件原理和分页管理
只要我们打开了MMU之后，CPU只能看到虚拟地址，最终这个虚拟地址通过MMU根据页表查询到对应的硬件地址。比如要访问虚拟地址0x1234560，其中0x560 是页内偏移， 0x1234 是页号， 比如查到0x1234 对应的物理地址是1G，CPU访问0x1234560 的时候，实际访问的是1G+0x560 的地址。
物理地址是页表下面的一个数值，所以物理地址本质上是一个整数，而不是指针。地址是以*p访问到的，其实从linux中物理地址的数据类型也可以看出来
页表除了可以查虚拟地址对应的物理地址以外，还承担了一项非常重要的权限管理（RWX），RWX指读写执行权限，对linux安全非常重要，比如代码段映射为只读读加可执行，那么无论是应用还是内核里面的任何错误行为都不会改写代码段，只要一改写硬件就会发生page fault，软件的错误行为就会被硬件拦截，硬件里面还可以管理另外一个重要的权限，当在用户态运行的时候是不能访问内核态的东西的。 在用户态的时候处于CPU的非特权模式，在32位的系统里面，3G到4G 在页表里面填的是只有在特权模式才能访问，一旦被用户模式访问，硬件就会报错，产生page fault。比如应用写一个const 变量，这个const 变量地址会映射为read-only –>wiret –> page fault–>检查illegal(writing const var)–>signal segmentatino fault –> 进程退出。
通常用户态是无法访问内核态的内容的，但是之前产生了一个熔断漏洞（meltaldown），这个漏洞为什么引起很大恐慌，因为利用这个漏洞，用户态突破了内核的界限，使得应用可以访问到内核态的内容，但是其实他并没有突破MMU的权限保护，他利用的是旁敲侧击的旁路攻击。
Meltdown 攻击的原理：
比如我们在应用程序中定义一个256个字节的数组，每个数组成员为4096 ，是为了使得每个成员隔得很远，防止CPU cache命中其他成员。k是一个内核地址，我们访问k的时候，会产生page fault，但是cpu是不会停止的，a[c]其实已经访问了，cache中命中了。此时我们还是不知道c是多少，接下来我们利用for循环把a中所有成员读一遍，看看哪个成员访问最快，结果发现就a[c] 比较快，其他都很慢，说明k里面的内容就c。这就是基于时间的旁路攻击。Meltdown 硬件从头到尾都没有让你真正读到，我们基于时间探测，推测出去。
这种旁路攻击很常见，比如以前我们破解用户名和密码，我们用破解软件尝试各种用户名，一般用户名不匹配就直接返回错误，不会check 密码，当用户名对的时候，就会去check 密码，这样我们查询突然有一个用户名返回时间比较久，说明这个用户是正确的用户名，再去尝试不同的密码，从而通过旁路攻击找到正确的用户名和密码。
内存zone
从上面我们知道内存是按照一页页进行管理，之所以按照页进行管理是因为MMU在管理内存按照页管理，linux还有一个概念叫做分zone。对于一个典型的32位系统按照下面分zone：
X86 平台入下图：arm 会不一样，因为arm里面32M的调用是短跳转，超过32M就是长跳转，开销大，3G-16M就是内核空间， 3G-16M 3G-2M之间就是内核用来放内核模块的，内核的代码又再3G – 3G+6M 之间。
DMA 是可以不需要CPU干预直接访问内存。为什么有个DMA zone，这个其实是历史遗漏原因，有一些比较老的外设（DMA有缺陷的）的地址总线只能范围32M的内存，所以DMA ZONE 存在的目的是保证内存一定是在32M或者更小的内存区域，从而保证DMA总线能够正常访问内存。这种硬件申请DMA zone的内存需要带一个GFP_DMA 标记，没有缺陷的硬件就不需要这个标记。现在的很多arm芯片，里面的外设控制器都没有这样的缺陷，所以很多情况下都不需要定义DMA zone。
还有一个high memory zone，为什么又这个HIGH ZONE ，在一个典型的32位系统 3G-4G 是内核空间， 0-3G是用户空间，内核空间总共只有1G，linux开机的时候会把做一个一一映射到内核空间，比如内存条有4G，怎么访问到所有的内存呢？ linux 就创造了一个high memory。DMA zone NORMAL ZONE 都是低端内存，剩余的HIGH ZONE 就是高端内存。低端内存都是开机线性映射的，可以通过phys_to_virt 或者virt_to_phys 就可以访问。高端内存是运行时决定映射到哪个位置的，他不是线性映射，所以不能使用上的两个apis。 内核一般不从high memory 申请，因为内核使用的内存有限，一般normal内存就够了，但是应用程序一般是先从high memory 里面找，没有再从normal memory ，还没有再从dma zone ，按照这个顺序。对于arm 内核如果非要使用high memory ，一般映射到3G-2M 到3G的虚拟机中访问。
Buddy算法：
上面讲的每个zone使用管理算法都是Buddy算法，Buddy是按照2的n次方去管理内存的。这种算法牛在任何正整数都可以差分为2的n次方的和，所有linux最底层的算法一定都来自buddy(alloc_pages get_free_pages
buddy包含所有内存的使用情况，所有我们再proc/budyinfo 里面就可以查看这些信息
对于64位的处理器里面是没有low memory和high memory 的概念，因为64 位的处理，寻址空间2的64次方，可以映射到所有的内存，所以所有的内存都可以在内核里面线性映射。
Buddy 算法是用于自洽的，但是他有一个问题，他跑着跑着就跑散了，也就是内核碎片，就可能存在一个问题，比如电脑有100M的空闲内存，比如你需要16M的连续内存可能申请不到了，谁会需要连续的内存，应用程序只需要虚拟连续就可以了，只有DMA引擎 需要连续的内存，可是内存都散了，申请16M的连续内存可能就失败了。所以在工程上，一般的做法是直接预留内存（存在一定的乱费）。而更高级的做法是CMA的方式。
CMA 最早是三星公司提交的patch，CMA可以是的这些CMA区域（dts里面通常可以指定）的内存平时分配给应用程序使用，应用程序的内存一般是movable 的，当摄像头的DMA 需要申请连续内存的时候，就需要把应用程序的占用的CMA的内存挤走，就导出申请小的4k页，接着把应用程序占用CMA区域内容调到新申请的4k页中，接着改下应用程序的页表，这样应用程序察觉不到内存发生变化，从而预留出足够的CMA连续内存给摄像头使用了。这就是CMA算法巧妙的地方，这样即不乱费内存，有不影响DMA 使用。
