Linux存在于各种体系结构上，所以描述内存需要架构独立的方法。本章会描述用来管理memory bank，页框的数据结构以及那些影响VM行为的flags
VM第一个重要的流行概念是Non Uniform Memory Access(NUMA)。对于大型机来说，不同banks内的内存由于和处理器的距离不同，访问代价也不同。比如，一个内存bank可以指定给每一个CPU，或者一个非常适合DMA操作的内存bank可以指定给它附近的设备或者卡。
我们把bank称为一个node，在linux系统中不管是Non Unifomr Memory Access(NUMA)还是Uniform Memory Access(UMA)，都使用struct pglist_data (typedef pg_data_t)来表示一个节点。系统中的每一个节点都存放在链表pgdat_list中，node通过pg_data_t->node_next链接到下一个node。对于PC desktops这样的UMA结构，仅仅有一个称为contig_page_data的静态pg_data_t结构。我们将在2.1节继续讨论node
每个node又被划分为多个内存区，这些内存区称之为zone。struct zone_struct用来描述zone，zone有如下类型：ZONE_DMA，ZONE_NORMAL，ZONE_HIGHMEM。不同类型的zone用做不同的场合。ZONE_DMA zone包含低端物理内存适合于那些无法访问超过16MB物理内存的设备。ZONE_NORMAL则被直接映射到kernel线性地址空间的低地址区。我们将在4.1节进一步讨论。ZONE_HIGHMEM则是那些无法直接映射到kernel空间的剩余内存。
对于X86机器，内存zones如下：
ZONE_DMA First 16MiB of memory
ZONE_NORMAL 16MiB - 896MiB
ZONE_HIGHMEM 896MiB - End
内核大部分操作都是使用ZONE_NORMAL，所以ZONE_NORMAL是性能最关键的zone，在2.2节我们将进一步讨论这些zones。 系统内存是由固定尺寸的page frames组成，物理page frame由一个struct page表示，这些page structs都保存在全局mem_map数组中，mem_map通常存储在ZONE_NORMAL的起始位置或者内核镜像保留区域的后面。
我们会在2.4节详细讨论struct page，在3.7节详细讨论全局mem_map数组。图2.1演示了这些数据结构之间的关系。
因为可以被内核直接访问的内存数目（ZONE_NORMAL区大小）是有限的，Linux通过high memory支持更多的物理内存，high memory我们将在2.7 节讨论。在介绍high memory管理之前，先讨论nodes，zones和pages是如何表示的。
2.1 Nodes
之前已经提到过，每一个内存node由pg_data_t描述，也就是类型strcut pglist_data。当分配一个page时，Linux使用本地节点分配策略从距离当前CPU最近的node分配内存，因为进程很有可能也在这个CPU上运行。这个数据结构在<linux/mmzone.h>中定义
struct bootmem_data;
typedef struct pglist_data {
struct zone node_zones[MAX_NR_ZONES];
struct zonelist node_zonelists[MAX_ZONELISTS];
int nr_zones;
#ifdef CONFIG_FLAT_NODE_MEM_MAP /* means !SPARSEMEM */
struct page *node_mem_map;
#ifdef CONFIG_CGROUP_MEM_RES_CTLR
struct page_cgroup *node_page_cgroup;
#endif
#endif
#ifndef CONFIG_NO_BOOTMEM
struct bootmem_data *bdata;
#endif
#ifdef CONFIG_MEMORY_HOTPLUG
/*
* Must be held any time you expect node_start_pfn, node_present_pages
* or node_spanned_pages stay constant. Holding this will also
* guarantee that any pfn_valid() stays that way.
*
* Nests above zone->lock and zone->size_seqlock.
*/
spinlock_t node_size_lock;
#endif
unsigned long node_start_pfn;
unsigned long node_present_pages; /* total number of physical pages */
unsigned long node_spanned_pages; /* total size of physical page
range, including holes */
int node_id;
wait_queue_head_t kswapd_wait;
struct task_struct *kswapd;
int kswapd_max_order;
} pg_data_t;
数据结构成员简介
node_zones： 是这个节点内的zones，类型包括ZONE_HIGHMEM, ZONE_NORMAL, ZONE_DMA
node_zonelists： 这是node的分配顺序，在mm/page_alloc.c中的build_zonelists()函数创建这个node_zonelists。在ZONE_HIGHMEM分配失败，会尝试从ZONE_NORMAL分配，如果ZONE_NORMAL失败则尝试从ZONE_DMA分配。
nr_zones： 这个node包含的zone数目，通常是1 ~ 3。并不是所有的node都有三个zones，比如一个bank可能没有ZONE_DMA
node_mem_map：node由多个physical frame组成，每一个物理页框都有一个page结构表示，node_mem_map是第一个物理页框的page结构，这个page结构在全局mem_map数组的某个位置。
bdata：boot memory allocator使用这个成员，我们将在第五章讨论boot memory allocator
node_start_pfn：node起始物理页框号
node_present_pages：node包含的物理页面总数
node_spanned_pages：node物理页框的总尺寸，包括holes
系统中所有的nodes都通过list pgdat_list维护。在初始化函数init_bootmem_core()中创建这个list，我们将在5.3节讨论pgdat_list的初始化。在kernel 2.4.18之前，遍历pgdat_list链表的代码如下：
pg_data_t *pgdat;
pgdat = pgdat_list;
do {
/* do something with pgdata_t */
} while ((pgdat = pgdat->node_next));
在最近的kernel版本，宏for_each_pgdat提供了遍历pgdat_list的功能。
2.2 Zones
每个zone通过struct zone_struct描述，struct zone_struct保存着页面使用的统计信息，空闲信息和locks，这个结构在<linux/mmzone.h>中声明：
typedef struct zone_struct {
spinlock_t lock;
unsigned long free_pages;
unsigned long pages_min, pages_low, pages_high;
int need_balance;
free_area_t free_area[MAX_ORDER];
wait_queue_head_t *wait_table;
unsigned long wait_table_size;
unsigned long wait_table_shift;
struct pglist_data *zone_pgdat;
struct page *zone_mem_map;
unsigned long zone_start_paddr;
unsigned long zone_start_mapnr;
char *name;
unsigned long size;
} zone_t;
数据结构成员简介：
lock：一个spinlock，保护对zone的并发访问
free_pages：zone内空闲pages的总数
pages_min, page_low, pages_high：这个zone的watermark，2.3节详细描述这几个watermark
need_balance：这个flag用来通知kswapd balance这个zone。当一个zone的可用页面数目达到zone watermark时，标记need_balance标志。
free_area：zone 空闲区位图，标识每一个page的使用情况，buddy分配器使用这个位图来进行分配和释放。
wait_table：page页面上进程等待队列的hash table，wait_on_page()和unlock_page函数将使用这个hsah table。我们将在2.2.3节讨论wait_table
wait_table_size：这个hash table的等待队列数目，是2的幂次方
wait_table_shift:
zone_pgdat：指向zone所在node 对应的结构pg_data_t
zone_mem_map：这个zone中第一个物理页框对应page
zone_start_paddr：这个zone的起始物理地址
zone_start_mapnr：第一个物理页框对应的page，在全局mem_map中的偏移
name：描述这个zone的字符串：“DMA”, “Normal”和“HighMem”
size：zone所包含的页框数目
2.2.1 Zone Watermarks
当系统的可用内存变低时，页面pageout守护进程kswapd被唤醒，开始释放空闲pages。在压力较高的情况下，守护进程立刻同步的释放内存，我们称之为direct-reclaim。这些控制pageout行为的参数在FreeBSD和Solaris都有类似实现。
....................................................................
系统根据zone内page使用情况，在处于不同的watermark时，会采取不同的动作
pages_low: 当空闲页面数目低于pages_low时，kswapd被buddy allocator唤醒释放pages。值缺省是pages_min的两倍。
pages_min: 当空闲页面数目低于pages_min时，allocator将代替kswapd同步释放pages，也就是直接回收
pages_high: 当kswapd被唤醒来释放pages时，回收的pages已经达到pages_high标记的页面数，kswapd将停止回收，进入休眠。缺省值一般为pages_min的三倍。
不管这些参数在类似系统中叫什么名字，作用都是类似的，辅助pageout守护进程或者线程进行页面回收。
2.2.2 Calculating the Size of Zones
zone的尺寸是在函数setup_memory中计算，如图2.3
PFN物理页框号，是物理页框在内存中的page 偏移。系统内的第一个PFN，保存在min_low_pfn，是loaded kernel镜像后面第一个page。这个值保存在mm/bootmem.c中
最后一个物理页框max_pfn是怎么计算的呢？ 不同的系统计算方法不同
max_low_pfn是指低端最大物理页框号，用来标记ZONE_NORMAL的结尾。这是内核可以直接访问的最大物理内存，这个地址值和kernel/userspace地址空间划分相关。这个值保存在mm/bootmem.c中，对于低内存系统，max_pfn是等于max_low_pfn的。
使用min_low_pfn, max_low_pfn和max_pfn，可以很容易的计算出high memory的起始和结束地址 highstart_pfn, highend_pfn。
2.2.3 Zone Wait Queue Table
2.3 Zone Initialization
2.4 Initializing mem_map
mem_map 在系统启动时创建，在UMA系统中free_area_init()使用contig_page_data作为node，global mem_map作为这个ode的本地mem_map。
free_area_init_core()为当前节点分配一个本地mem_map。mem_map数组是通过boot memory 分配器alloc_bootmem_node来分配的。
2.5 Pages
系统内的每一个物理page frame都有一个相应的page来跟踪这个page的状态，在2.2kernel，这个结构和System V中的类似，但是对于其他的UNIX变种，这个结构做了写改变。struct page在<linux/mm.h>中定义：
typedef struct page {
struct list_head list;
struct address_space *mapping;
unsigned long index;
struct page *next_hash;
atomic_t count;
unsigned long flags;
struct list_head lru;
struct page **prev_hash;
struct buffer_head *buffers;
#if defined(CONFIG_HIGHMEM) || defined(WAIT_PAGE_VIRTUAL)
void *virtual;
#endif
} mem_map_t;
下面是page结构中成员变量的简介：
list：pages可以属于多种链表，这个list成员就是用来挂接到这些链表的。例如，一个映射的pages可以属于address_space中三个循环链表中的一个。他们是clean_pages, dirty_pages和locked_pages。在slab分配器中，当一个page已经被slab分配器分配，它被用来存储page所管理的slab和cache结构指针。它也可以用来把page内空闲block连接到一起
mapping：当文件和设备做内存mapped时，他们的inode有一个address_space。page的这个成员就指向这个address space如果pages属于这个文件。如果page 是匿名映射，那么address_space指向swapper_space。
index：这个成员有两个用途，具体是哪一个取决于page的状态。如果page是文件映射的一部分，那么index是文件内的页偏移。如果page是swap cache的一部分，那么index则是交换地址空间swapper_space内的偏移量。如果pages内的块正在被特定进程释放中，正在被释放block的order存放在index中，这个值被函数_free_pages_ok()设置。
next_hash：如果Pages作为文件映射的一部分，那么pages使用inode和offset做hash。这个next_hash把具有相同hash的pages链接到一起。
count：page的索引计数。如果变为0，那么这个page可以被释放。如果大于0，那么说明他被一个或者多个进程使用，或者被kernel使用中
flags：这个flags用来描述page的状态。这些状态标记在<linux/mm.h>中定义，表2.1中也列除了这些状态标记。
lru：对于page替换策略，active_list或者inactive_list链表中的pages可能会被交换出。lru是这些这些可交换pages的Least Recently Used 链表的链表头，我们将在chapter 10讨论这两个链表。
pprev_hash：和next_hash互为补充，形成一个双向链表。
buffers：如果一个page和一个块设备的buffer相关联，那么这个成员用来记录buffer_head。如果一个匿名page被交换文件后备时，那么这个page也有相应的buffer_head。因为这个page不得不同步数据到后备storage的block-size 块中。
virtual：正常情况下，仅仅ZONE_NORMAL的pages被kernel直接映射。对于ZONE_HIGHMEM的pages，kernel使用kmap来映射page，我们将在第九章进一步讨论。仅仅固定数目的pages可以被映射。当一个page被映射后，这个成员记录了page的虚拟地址
2.6 Mapping Pages to Zones
最近的kernel版本2.4.18，struct page增加了成员指针zone，指向page所在的zone。后来这个成员被认为没什么作用，因为即便是一个指针，对于大量的struct page，仍然消耗许多的内存。在最近的kernel，这个zone成员被去掉了。取而代之的是通过page->flags中的最高ZONE_SHIFT位来决定page属于哪个zone。这些位记录了page对应的zone在zone_table中的索引。
在系统启动时会建立zones的zone_table，zone_table在mm/page_alloc.c中声明如下：
zone_t *zone_table[MAX_NR_ZONES*MAX_NR_NODES]; EXPORT_SYMBOL(zone_table);
MAX_NR_ZONES是一个node中zones的最大数目，比如3。MAX_NR_NODES是系统nodes的最大数目。函数EXPORT_SYMBOL使得zone_table可以被loadable modules访问。这个表就像一个多维数组。在free_area_init_core时，node内的所有pages都被初始化。首先把这个zone记录到zone_table中
zone_table[nid * MAX_NR_ZONES + j] = zone
nid是node的ID，j是zone在这个node中的索引，zone是zone_t结构，对于每一个page，都会执行函数set_page_zone
set_page_zone(page, nid * MAX_NR_ZONES + j)
参数@page的zone index被设置为nid * MAX_NR_ZONES+j
2.7 High Memory
因为内核可用的地址空间(ZONE_NORMAL)大小是有限的，所以kernel通过high memory支持更多的物理内存。在32-bit x86系统上有两个阀值，一个是4GiB，一个是64GiB。
4GiB限制是32-bit物理地址最大可寻址空间，为了访问1GiB到4GiB范围的内存（1GiB这个下限并不是确定的，不仅和预留的vmalloc空间有关，而且还和kernel/user space的地址空间划分有关），kernel需要使用kmap临时映射pages到ZONE_NORMAL。我们将在第九章进一步讨论。
第二个限制64GiB是和PAE相关的，Intel的发明允许在32-bit系统上访问更多的RAM。它使用额外的位进行内存寻址，寻址范围可以达到2^36(64GiB)
虽然理论上PAE允许寻址范围是64GiB的，但是实际中linux进程无法访问那么多的RAM，因为虚拟地址空间仍然是4GiB。如果用户想在他们的进程内使用malloc分配所有的物理内存，那么是不可能的。
此外PAE也不允许kernel本身有那么多的RAM，结构page被用来描述每一个页框，结构page的大小为44字节，存放在ZONE_NORMAL这个虚拟地址空间中。这意味着1GiB的物理内存将占用11MiB的内存，而对于16GiB则是176MiB，这就导致ZONE_NORMAL变得更小。虽然目前看起来还不算太坏，但是我们再考虑其他小结构体，比如Page Table Entry(PTEs)，那么在最坏的情况下需要16MiB（16GiB内存需要4M个PTEs）空间。这使得16MiB成为x86 linux可用物理内存的实际限制。如果需要访问更多的物理内存，给个简单明了的建议，使用64-bit系统。