Linux 版 (精华区)
发信人: netiscpu (网中自由鸟), 信区: Linux
标 题: Linux实用教程(部分)(3)
发信站: 哈工大紫丁香 (Thu May 20 17:54:59 1999), 转信
第十章
内 存 管 理
如果读者曾经在 DOS 下开发过应用程序的话，可能会对 DOS 的 640K 常规内存限制记
忆犹新。为了在 DOS 下运行大的应用程序，人们开发了各种各样的方法，其中包括象
XMS 和 EMS 这样的内存访问规范，利用这些规范，程序可以使用 640K 之外的其他内
存。但是，这并没有从根本上解决问题。计算机中安装的内存数量各不相同，如果要在
安装有 4M 内存的计算机上运行 16M 的程序该怎么办呢？解决这一问题的办法之一就
是采用“虚拟内存”，实际上，虚拟内存是最成功的解决办法，也是流行操作系统广泛
采用的方法。
10.1 虚拟内存
虚拟内存的基本思想就是，在计算机中运行的程序，其代码、数据和堆栈的总量可以超
过实际内存的大小，操作系统只将当前使用的程序块保留在内存中，其余的程序块则保
留在磁盘上。必要时，操作系统负责在磁盘和内存之间交换程序块。
Linux 也采用虚拟内存管理机制，具体而言，虚拟内存可以提供如下好处：
大地址空间。对运行在系统中的进程而言，可用的内存总量可以超过系统的物理内存总
量，甚至可以达到好几倍。运行在 i386 平台上的 Linux 进程，其地址空间可达 4GB
。 进程保护。每个进程拥有自己的虚拟地址空间，这些虚拟地址对应的物理地址完全
和其他进程的物理地址隔离，从而避免进程之间的互相影响。 内存映射。利用内存映
射，可以将程序映象或数据文件映射到进程的虚拟地址空间中，对程序代码和数据的访
问与访问内存单元一样。 公平的物理内存分配。虚拟内存机制可保证系统中运行的进
程平等分享系统中的物理内存。 共享虚拟内存。利用虚拟内存可以方便隔离各进程的
地址空间，但是，如果将不同进程的虚拟地址映射到同一物理地址，则可实现内存共享
。这就是共享虚拟内存的本质，利用共享虚拟内存不仅可以节省物理内存的使用（如果
两个进程的部分或全部代码相同，只需在物理内存中保留一份相同的代码即可），而且
可以实现所谓“共享内存”的进程间通讯机制（两个进程通过同一物理内存区域进行数
据交换）。 Linux 中的虚拟内存采用所谓的“分页”机制。分页机制将虚拟地址空间
和物理地址空间划分为大小相同的块，这样的块称为“内存页”或简称为“页”。通过
虚拟内存地址空间的页与物理地址空间中的页之间的映射，分页机制可实现虚拟内存地
址到物理内存地址之间的转换。图 10-1 说明了两个进程的虚拟地址空间的部分页到物
理地址空间的部分页之间的映射关系。
图 10-1 虚拟地址到物理地址的映射模型
i386 平台上的 Linux 页大小为 4K 字节，而在 Alpha AXP 系统中使用 8K 字节的页
。不管是虚拟内存页还是物理内存页，它们均被给定一个唯一的“页帧编号（PFN）”
。在上述映射模型中，虚拟内存地址由两部分组成，其中一部分就是页帧编号，而另一
部分则是偏移量。CPU 负责将虚拟页帧编号翻译为相应的物理页帧编号。物理页帧编号
实际是物理地址的高位，也称为页基地址，页基地址加上偏移量就是物理内存地址（这
和 DOS 64K 段基地址及段偏移量类似）。为此，CPU 利用“页表”实现虚拟页帧编号
到物理页帧编号的转换。
如图 10-1，操作系统可以为不同的进程准备进程的私有页表，每个页表项包含物理页
帧编号、页表项的有效标志以及相应的物理页访问控制属性，访问控制属性指定了页是
只读页、只写页、可读可写页还是可执行代码页，这有利于进行内存保护，例如，进程
不能向代码页中写入数据，图 10-2 给出了 i386 系统中的页表项格式。参照图 10-1
，CPU 利用虚拟页帧编号作为访问进程页表的索引来检索页表项，如果当前页表项是有
效的，处理器就可以从该页表项中获得物理页帧编号，进而获得物理内存中的页基地址
，加上虚拟内存中的偏移量就是要访问的物理地址；如果当前页表项无效，则说明进程
访问了一个不存在的虚拟内存区，在这种情况下，CPU 将会向操作系统报告一个“页故
障”，操作系统则负责对页故障进行处理。
图 10-2 i386 系统中的页表项格式
一般而言，页故障的原因可能是因为进程访问了非法的虚拟地址，也可能是因为进程要
访问的物理地址当前不在物理内存中，这时，操作系统负责将所需的内存页装入物理内
存。
上面就是虚拟内存的抽象模型，但 Linux 中的虚拟内存机制要复杂一些。从性能的角
度考虑，如果内核本身也需要进行分页，并为内核代码和数据页维护一个页表的话，则
系统的性能会下降很多，为此，Linux 的内核运行在所谓的“物理地址模式”，CPU 不
必在这种模式下进行地址转换，物理地址模式的实现和实际的 CPU 类型有关。
10.2 Linux 的内存页表
在 i386 系统中，虚拟地址空间的大小是 4G，因此，全部的虚拟内存空间划分为 1M
页。如果用一个页表描述这种映射关系，那么这一映射表就要有 1M 个表项，当每个表
项占用 4 个字节时，全部表项占用的字节数就为 4M，为了避免占用如此巨大的内存资
源来存储页表，i386 系列 CPU 采用两级页表。类似地，Alpha AXP 系统使用三级页表
。Linux 为了避免硬件的不同细节影响内核的实施，假定有三级页表。如图 10-3 所示
，一个虚拟地址可分为多个域，不同域的数据指出了对应级别页表中的偏移量。为了将
一个虚拟地址转换为物理地址，处理器根据这三个级别域，每次将一个级别域中的值转
换为对应页表的物理页偏移量，然后从中获得下一级页表的页帧编号。如此进行三次，
就可以找出虚拟内存对应的实际物理内存。前面提到，不同 CPU 的页级数目不同，Li
nux 内核源代码则利用 C 语言的宏将具体的硬件差别隐藏了起来。例如，对 i386 的
Linux 内核代码来说，三级的页表转换宏实际只有两个在起作用。
10.3 内存页的分配和释放
系统运行过程中，经常需要进行物理内存页的分配或释放。例如，执行程序时，操作系
统需要为相应的进程分配页，而进程终止时，则要释放这些物理页。再如，页表本身也
需要动态分配和释放。物理页的分配和释放机制及其相关数据结构是虚拟内存子系统的
关键部分。
图 10-3 多级页表示意图
一般而言，有两种方法可用来管理内存的分配和释放。一种是采用位图，另外一种是采
用链表。
利用位图可记录内存单元的使用情况。例如，如果某个系统有 1024 字节内存，而内存
的分配单元是 4 字节，则可以利用 1024/（4*8） = 32 个字节来记录使用情况。这
32 个字节的每个位分别代表相应分配单元的使用情况。如果位图中某个位为 1，则对
应的分配单元是空闲的。利用这一办法，内存的分配就可以通过对位值的检测来简化。
如果一次要分配 5 个单元的空间，内存管理程序就需要找出 5 个连续位值均为 1 的
位图位置，但这种操作比较慢，因为连续的位有时要跨越字节边界。
利用链表则可以分别记录已分配的内存单元和空闲的内存单元。通常这些内存单元设计
为双向链表结构，从而可加速空闲内存的搜索或链表的处理。这种方法相对位图方法要
好一些，也更加有效。
Linux 的物理页分配采用链表和位图结合的方法。参照图 10-4，Linux 内核定义了一
个称为 free_area 的数组，该数组的每一项描述某一种页块的信息。第一个元素描述
单个页的信息，第二个元素则描述以 2 个页为一个块的页块信息，第三个元素描述以
4 个页为一个块的页块信息，依此类推，所描述的页块大小以 2 的倍数增加。free_
area 数组的每项包含两个元素：list 和 map。list 是一个双向链表的头指针，该双
向链表的每个节点包含空闲页块的起始物理页帧编号；而 map 则是记录这种页块组分
配情况的位图，例如，位图的第 N 位为 1，则表明第 N 个页块是空闲的。从图中也可
以看到，用来记录页块组分配情况的位图大小各不相同，显然页块越小，位图越大。
图 10-4 中，free_area 数组的元素 0包含了一个空闲页（页帧编号为 0）；而元素
2 则包含了两个以 4 页为大小的空闲页块，第一个页块的起始页帧编号为 4，而另一
个页块的起始页帧编号为 56。
图 10-4 Linux 物理页块的分配示意
Linux 采用 Buddy 算法有效分配和释放物理页块。按照上述数据结构，Linux 可以分
配的内存大小只能是 1 个页块，2 个页块或 4 个页块等等。在分配物理页块时，Lin
ux 首先在 free_area 数组中搜索大于或等于要求尺寸的最小页块信息，然后在对应的
list 双向链表中寻找空闲页块，如果没有空闲页块，Linux 则继续搜索更大的页块信
息，直到发现一个空闲的页块为止。如果搜索到的页块大于满足要求的最小页块，则只
需将该页块剩余的部分划分为小的页块并添加到相应的 list 链表中。
页块的分配会导致内存的碎片化，而页块的释放则可以将页块重新组合成大的页块。如
果和被释放的页块大小相等的相邻页块是空闲的，则可以将这两个页块组合成一个大的
页块，这一过程一直继续，直到把所有可能的页块组合成尽可能大的页块为止。
知道了上述原理，读者可以自己想象系统启动时，初始的 free_area 数组中的信息。
10.4 内存映射和需求分页
当某个程序映象开始运行时，可执行映象必须装入进程的虚拟地址空间。如果该程序用
到了任何一个共享库，则共享库也必须装入进程的虚拟地址空间。实际上，Linux 并不
将映象装入物理内存，相反，可执行文件只是被链接到进程的虚拟地址空间中。随着程
序的运行，被引用的程序部分会由操作系统装入物理内存。这种将映象链接到进程地址
空间的方法称为“内存映射”。
每个进程的虚拟内存由一个 mm_struct 结构代表，我们将在下一章中详细讲述该结构
。该结构中实际包含了当前执行映象的有关信息，并且包含了一组指向 vm_area_stru
ct 结构的指针。如图 10-5 所示，每个 vm_area_struct 描述了一个虚拟内存区域的
起点和终点、进程对内存的访问权限以及一个对内存的操作例程集。操作例程集是 Li
nux 操作该内存区域时所使用的例程集合。例如，当进程试图访问的虚拟内存当前不在
物理内存当中时（通过页故障），Linux 就可以利用操作集中的一个例程执行正确的操
作，在这种情况下为 nopage 操作。
图 10-5 vm_area_struct 数据结构示意图
当可执行映象映射到进程的虚拟地址空间时，将产生一组 vm_area_struct 结构来描述
虚拟内存区域的起始点和终止点，每个 vm_area_struct 结构代表可执行映象的一部分
，可能是可执行代码，也可能是初始化的变量或未初始化的数据。随着 vm_area_stru
ct 结构的生成，这些结构所描述的虚拟内存区域上的标准操作函数也由 Linux 初始化
。
某个可执行映象映射到进程虚拟内存中并开始执行时，因为只有很少一部分装入了物理
内存，因此很快就会访问尚未装入物理内存的虚拟内存区域。这时，处理器将向 Linu
x 报告一个页故障及其对应的故障原因。
这种页故障的出现原因有两种，一是程序出现错误，例如向随机物理内存中写入数据，
这种情况下，虚拟内存是无效的，Linux 将向程序发送 SIGSEGV 信号并终止程序的运
行；另一种情况是，虚拟地址有效，但其所对应的页当前不在物理内存中，这时，操作
系统必须从磁盘映象或交换文件中将内存装入物理内存。
那么，Linux 如何判断页故障发生时，虚拟内存地址是否是有效的呢？如前所述，Lin
ux 利用 vm_area_struct 数据结构描述进程的虚拟内存空间，为了查找出现页故障虚
拟内存相应的 vm_area_struct 结构的位置，Linux 内核同时维护一个由 vm_area_st
ruct 结构形成的 AVL（Adelson-Velskii and Landis）树。利用 AVL 树，可快速寻找
发生页故障的虚拟地址所在的内存页区域。如果搜索不到这一内存区域，则说明该虚拟
地址是无效的，否则该虚拟地址是有效的。
也有可能因为进程在虚拟地址上进行的操作非法而产生页故障，例如在只读页中写入数
据。这时操作系统会同样发送内存错误信号到该进程。有关页的访问控制信息（只读页
、只写页、可读可写页、可执行代码页等）包含在页表项中。
对有效的虚拟地址，Linux 必须区分页所在的位置，即判断页是在交换文件中，还是在
可执行映象中。为此，Linux 通过页表项中的信息区分页所在的位置。如果该页的页表
项是无效的，但非空，则说明该页处于交换文件中，操作系统要从交换文件装入页（有
关内存交换的内容在下一节中讲述）。否则，默认情况下，Linux 会分配一个新的物理
页并建立一个有效的页表项；对于映象的内存映射来讲，则会分配新的物理页，更新页
表项属性信息，并从映象中装入页。
这时，所需的页装入了物理内存，页表项也同时被更新，然后进程就可以继续执行了。
这种只在必要时才将虚拟页装入物理内存的处理称为“需求分页”。
在处理页故障的过程中，因为要涉及到磁盘访问等耗时操作，因此操作系统会选择另外
一个进程进入执行状态。
10.5 Linux 页缓存
经内存映射的文件每次只读取一页内容，读取后的页保存在页缓存中，利用页缓存，可
提高文件的访问速度。如图 10-6 所示，页缓存由 page_hash_table 组成，它是一个
mem_map_t 数据结构的指针向量。页缓存的结构是 Linux 内核中典型的哈希表结构。
众所周知，对计算机内存的线性数组的访问是最快速的访问方法，因为线性数组中的每
一个元素的位置都可以利用索引值直接计算得到，而这种计算是简单的线性计算。但是
，如果要处理大量数据，有时由于受到存储空间的限制，采用线性结构是不切合实际的
。但如果采用链表等非线性结构，则元素的检索性能又会大打折扣。哈希表则是一种折
衷的方法，它综合了线性结构和非线性结构的优点，可以在大量数据中进行快速的查找
。哈希表的结构有多种，在 Linux 内核中，常见的哈希结构和图 10-6 的结构类似。
要在这种哈希表中访问某个数据，首先要利用哈希函数以目标元素的某个特征值作为函
数自变量生成哈希值作为索引，然后利用该索引访问哈希表的线性指针向量。哈希线性
表中的指针代表一个链表，该链表所包含的所有节点均具有相同的哈希值，在该链表中
查找可访问到指定的数据。哈希函数的选择非常重要，不恰当的哈希函数可能导致大量
数据成涞酵还Ｖ担庵智榭鱿拢氐牟檎医嗟焙氖薄５牵绻≡袂〉钡墓
：蚩梢栽谛阅芎涂占渖系玫骄庑Ч在 Linux 页缓存中，访问 page_hash
_table 的索引由文件的 VFS（虚拟文件系统）索引节点 inode 和内存页在文件中的偏
移量生成。有关 VFS 索引节点的内容将在第十三章中讲述，在这里，应知道每个文件
的 VFS 索引节点 inode 是唯一的。
图 10-6 Linux 页缓存示意图
当系统要从内存映射文件中读取某页时，首先在页缓存中查找，如果发现该页保存在缓
存中，则可以免除实际的文件读取，而只需从页缓存中读取，这时，指向 mm_map_t 数
据结构的指针被返回到页故障的处理代码；如果该页不在缓存中，则必须从实际的文件
系统映象中读取页，Linux 内核首先分配物理页然后从磁盘读取页内容。
如果可能，Linux 还会预先读取文件中下一页内容，这样，如果进程要连续访问页，则
下一页的内容不必再次从文件中读取了，而只需从页缓存中读取。
随着映象的读取和执行，页缓存中的内容可能会增多，这时，Linux 可移走不再需要的
页。当系统中可用的物理内存量变小时，Linux 也会通过缩小页缓存的大小而释放更多
的物理内存页。
10.6 内存交换
当物理内存出现不足时，Linux 内存管理子系统需要释放部分物理内存页。这一任务由
内核的交换守护进程 kswaped 完成，该内核守护进程实际是一个内核线程，它的任务
就是保证系统中具有足够的空闲页，从而使内存管理子系统能够有效运行。
在系统启动时，这一守护进程由内核的 init 进程启动。当内核的交换定时器到期时，
该进程开始运行。如果 kswaped 发现系统中的空闲页很少，该进程将按照下面的三种
方法减少系统使用的物理页：
1． 减少缓冲区和页高速缓存的大小。页高速缓存中包含内存映射文件的页，可能包含
一些系统不再需要的页，类似地，缓冲区高速缓存中也可能包含从物理设备中读取的或
写入物理设备的数据，这些缓冲区也可能不再需要，因此，这两个高速缓存可用来释放
出空闲页。但是，同时处于这两个高速缓存中的页是不能丢弃的。Linux 利用“时钟”
算法从系统中选择要丢弃的页，也即每次循环检查 mem_map 页向量中不同的页块，象
时钟的分针循环转动一样。时钟算法的原理见图 10-7。每次内核的交换进程运行时，
根据对物理内存的需求而选择不同页块大小的 mem_map 向量进行检查。如果发现某页
块处于上述两个高速缓存中，则释放相应的缓冲区，并将页块重新收入 free_area 结
构。
图 10-7 页交换的时钟算法
2． 将System V 共享内存页交换出物理内存。System V 共享内存页实际是一种进程间
通讯机制，系统通过将共享内存页交换到交换文件而释放物理内存。Linux 同样使用时
钟算法选择要交换出物理内存的页。
3． 将页交换出物理内存或丢弃。kswaped 首先选择可交换的进程，或其中某些页可从
内存中交换出或丢弃的进程。可执行映象的大部分内容可从磁盘映象中获取，因此，这
些页可丢弃。选定要交换的进程之后，Linux 将把该进程的一小部分页交换出内存，而
大部分不会被交换，另外，被锁定的页也不会被交换。Linux 利用页的寿命信息选择要
交换的页，也即所谓“最近最少使用（LRU）”算法。
页的寿命信息保存在 mem_map_t 结构中。最初分配某个页时，页的寿命为 3，每次该
页被访问，其寿命增加 3，直到 20 为至；而当内核的交换进程运行时，页寿命减 1。
如果某个页的寿命为 0，则该页可作为交换候选页。如果是“脏”页（该信息保存在页
表项中），则可将该页交换出物理内存。但是，进程的虚拟内存区域可具有自己的交换
操作例程（定义在虚拟内存操作集中），这时，将利用该例程执行交换操作，否则，交
换守护进程在交换文件中分配页，并将该页写入交换文件。
当某物理页交换到交换文件之后，该页对应的页表项被标志为无效，同时包换该页在交
换文件中的位置信息；而被释放出的物理页则被收回到 free_area 数据结构中。
根据被释放的页数目，kswaped 会自动调节交换定时器的间隔，以便能够有足够的时间
释放更多的页而保证足够的空闲页。
交换文件中的页是经过修改的页（通过在页表项中设置相应的位而标志该页为“脏”页
），则当进程再次访问该页时，操作系统必须从交换文件中将该页交换到物理内存。
10.7 高速缓存
不管在硬件设计还是软件设计中，高速缓存是获得高性能的常用手段。Linux 使用了多
种和内存管理相关的高速缓存：
缓冲区高速缓存：缓冲区高速缓存中包含了由块设备使用的数据缓冲区。这些缓冲区中
包含了从设备中读取的数据块或写入设备的数据块。缓冲区高速缓存由设备标识号和块
标号索引，因此可以快速找出数据块。如果数据能够在缓冲区高速缓存中找到，则系统
就没有必要在物理块设备上进行实际的读操作。 页高速缓存：这一高速缓存用来加速
对磁盘上的映象和数据的访问。它用来缓存某个文件的逻辑内容，并通过文件的 VFS
索引节点和偏移量访问。当页从磁盘上读到物理内存时，就缓存在页高速缓存中。 交
换高速缓存：只有修改后（脏）的页才保存在交换文件中。修改后的页写入交换文件后
，如果该页再次被交换但未被修改时，就没有必要写入交换文件，相反，只需丢弃该页
。交换高速缓存实际包含了一个页表项链表，系统的每个物理页对应一个页表项。对交
换出的页，该页表项包含保存该页的交换文件信息，以及该页在交换文件中的位置信息
。如果某个交换页表项非零，则表明保存在交换文件中的对应物理页没有被修改。如果
这一页在后续的操作中被修改，则处于交换缓存中的页表项被清零。当 Linux 需要从
物理内存中交换出某个页时，它首先分析交换缓存中的信息，如果缓存中包含该物理页
的一个非零页表项，则说明该页交换出内存后还没有被修改过，这时，系统只需丢弃该
页。 硬件高速缓存：常见的硬件缓存是对页表项的缓存，这一工作实际由处理器完成
，其操作和具体的处理器硬件有关，对这一缓存的描述已超出本书的讲述范围。 10.8
相关系统工具和系统调用
实际上，Linux 可以利用文件系统中通常的文件作为交换文件，也可以利用某个分区进
行交换操作，因此，通常把交换文件或交换分区称为“交换空间”。在交换分区上的交
换操作较快，而利用交换文件可方便改变交换空间大小。Linux 还可以使用多个交换分
区或交换文件进行交换操作。本节主要讲述有关交换空间的系统工具。
10.8.1 建立交换空间
作为交换空间的交换文件实际就是通常的文件，但文件的扇区必须是连续的，也即，文
件中必须没有“洞”，另外，交换文件必须保存在本地硬盘上。
由于内核要利用交换空间进行快速的内存页交换，因此，它不进行任何文件扇区的检查
，而认为扇区是连续的。由于这一原因，交换文件不能包含洞。可用下面的命令建立无
洞的交换文件：
$ dd if=/dev/zero of=/extra-swap bs=1024 count=2048
2048+0 records in
2048+0 records out
上面的命令建立了一个名称为 extra-swap，大小为 2048K 字节的交换文件。对 i386
系统而言，由于其页尺寸为 4K，因此最好建立一个大小为 4K 倍数的交换文件；对
Alpha AXP 系统而言，最好建立大小为 8K 倍数的交换文件。
交换分区和其他分区也没有什么不同，可象建立其他分区一样建立交换分区。但该分区
不包含任何文件系统。分区类型对内核来讲并不重要，但最好设置为 Linux Swap 类型
（即类型 82）。
建立交换文件或交换分区之后，需要在文件或分区的开头写入签名，写入的签名实际是
由内核使用的一些管理信息。写入签名的命令为 mkswap，如下所示：
$ mkswap /extra-swp 2048
Setting up swapspace, size = 2088960 bytes
$
这时，新建立的交换空间尚未开始使用。使用 mkswap 命令时必须小心，因为该命令不
会检查文件或分区内容，因此极有可能覆盖有用的信息，或破坏分区上的有效文件系统
信息。
Linux 内存管理子系统将每个交换空间的大小限制在 127M （实际为 (4096-10)*8*40
96 = 133890048 Byte = 127.6875Mb）。可以在系统中同时使用 16 个交换空间，从而
使交换空间总量达到 2GB。
10.8.2 使用交换空间
利用 swapon 命令可将经过初始化的交换空间投入使用。如下所示：
$ swapon /extra-swap
$
如果在 /etc/fstab 文件中列出交换空间，则可自动将交换空间投入使用：
/dev/hda5 none swap sw 0 0
/extra-swap none swap sw 0 0
实际上，启动脚本会运行 swapon a 命令，从而将所有出现在 /etc/fstab 文件中的交
换空间投入使用。
利用 free 命令，可查看交换空间的使用。如下所示：
$ free
total used free shared buffers
Mem: 15152 14896 256 12404 2528
-/+ buffers: 12368 2784
Swap: 32452 6684 25768
$
该命令输出的第一行（Mem: ） 显示了系统中物理内存的使用情况。total 列显示的是
系统中的物理内存总量；used 列显示正在使用的内存数量；free 列显示空闲的内存量
；shared 列显示由多个进程共享的内存量，该内存量越多越好；buffers 显示了当前
的缓冲区高速缓存的大小。
输出的最后一行 （Swap: ） 显示了有关交换空间的类似信息。如果该行的内容均为
0，表明当前没有活动的交换空间。
利用top 命令或查看 /proc 文件系统中的 /proc/meminfo 文件可获得相同的信息。
利用 swapoff 命令可移去使用中的交换空间。但该命令应只用于临时交换空间，否则
有可能造成系统崩溃。
swapoff a 命令按照 /etc/fstab 文件中的内容移去所有的交换空间，但任何手工投入
使用的交换空间保留不变。
10.8.3 分配交换空间
大多数人认为，交换空间的总量应该是系统物理内存量的两倍，实际上这一规则是不正
确的，正确的交换空间大小应按如下规则确定：
1． 估计需要的内存总量。运行想同时运行的所有程序，并利用 free 或 ps 程序估计
所需的内存总量，只需大概估计。
2． 增加一些安全性余量。
3． 减去已有的物理内存数量，然后将所得数据圆整为 MB，这就是应当的交换空间大
小。
4． 如果得到的交换空间大小远远大于物理内存量，则说明需要增加物理内存数量，否
则系统性能会因为过分的页交换而下降。
当计算的结果说明不需要任何交换空间时，也有必要使用交换空间。Linux 从性能的角
度出发，会在磁盘空闲时将某些页交换到交换空间中，以便减少必要时的交换时间。另
外，如果在不同的磁盘上建立多个交换空间，有可能提高页交换的速度，这是因为某些
硬盘驱动器可同时在不同的磁盘上进行读写操作。
10.8.4 关于缓冲区高速缓存
Linux 采用了缓冲区高速缓存机制，而不同于其他操作系统的“写透”方式，因此有可
能出现这种情况：写磁盘的命令已经返回，但实际的写操作还未执行。
基于上述原因，应当使用正常的关机命令关机，而不应直接关掉计算机的电源。用户也
可以使用 sync 命令刷新缓冲区高速缓存。在 Linux 系统中，除了传统的 update 守
护进程之外，还有一个额外的守护进程 dbflush，这一进程可频繁运行不完整的 sync
从而可避免有时由于 sync 命令的超负荷磁盘操作而造成的磁盘冻结。
dbflush 在 Linux 系统中由 update 启动。如果由于某种原因该进程僵死了，则内核
会发送警告信息，这时需要手工启动该进程（/sbin/update）。
10.8.5 系统调用
如期所述，系统调用是应用程序和内核之间的功能接口。大部分的系统调用包含在 Li
nux 的 libc 库中，通过标准的 C 函数调用方法可以调用这些系统调用。但是，少数
系统调用并没有相应的 libc 库接口，这时，可通过 syscall 系统调用使用这些系统
调用：
syscall （SYS_num, arg1, ...）;
其中，SYS_num 是系统调用的编号，arg1 是该系统调用的参数。在 i386 系统中，可
最多传递 5 个系统调用参数，这和 CPU 可用的寄存器数量有关。
表 10-1 简要列出了和内存管理相关的系统调用。标志列中各字母的意义为：
m：手册页可查；
+：POSIX 兼容；
-：Linux 特有；
c：libc 包含该系统调用；
!：该系统调用和其他系统调用类似，应改用其他 POSIX 兼容系统调用。
在后面介绍系统调用时，使用相同的标志字母。
表 10-1 相关系统调用
系统调用
说明
标志
bdflush
将脏的缓冲区刷新到磁盘上
-c
brk
修改数据段（虚拟内存区域）的大小
mc
gettrlimit
获取资源限制
mc
gettrusage
获取资源使用情况
m
idle
将某个进程设置为可选择交换的进程
--
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