Documentation/admin-guide/mm/concepts.rst

   1 =================
   2 Concepts overview
   3 =================
   4
   5 The memory management in Linux is a complex system that evolved over the
   6 years and included more and more functionality to support a variety of
   7 systems from MMU-less microcontrollers to supercomputers. The memory
   8 management for systems without an MMU is called ``nommu`` and it
   9 definitely deserves a dedicated document, which hopefully will be
  10 eventually written. Yet, although some of the concepts are the same,
  11 here we assume that an MMU is available and a CPU can translate a virtual
  12 address to a physical address.
  13
  14 .. contents:: :local:
  15
  16 Virtual Memory Primer
  17 =====================
  18
  19 The physical memory in a computer system is a limited resource and
  20 even for systems that support memory hotplug there is a hard limit on
  21 the amount of memory that can be installed. The physical memory is not
  22 necessarily contiguous; it might be accessible as a set of distinct
  23 address ranges. Besides, different CPU architectures, and even
  24 different implementations of the same architecture have different views
  25 of how these address ranges are defined.
  26
  27 All this makes dealing directly with physical memory quite complex and
  28 to avoid this complexity a concept of virtual memory was developed.
  29
  30 The virtual memory abstracts the details of physical memory from the
  31 application software, allows to keep only needed information in the
  32 physical memory (demand paging) and provides a mechanism for the
  33 protection and controlled sharing of data between processes.
  34
  35 With virtual memory, each and every memory access uses a virtual
  36 address. When the CPU decodes an instruction that reads (or
  37 writes) from (or to) the system memory, it translates the `virtual`
  38 address encoded in that instruction to a `physical` address that the
  39 memory controller can understand.
  40
  41 The physical system memory is divided into page frames, or pages. The
  42 size of each page is architecture specific. Some architectures allow
  43 selection of the page size from several supported values; this
  44 selection is performed at the kernel build time by setting an
  45 appropriate kernel configuration option.
  46
  47 Each physical memory page can be mapped as one or more virtual
  48 pages. These mappings are described by page tables that allow
  49 translation from a virtual address used by programs to the physical
  50 memory address. The page tables are organized hierarchically.
  51
  52 The tables at the lowest level of the hierarchy contain physical
  53 addresses of actual pages used by the software. The tables at higher
  54 levels contain physical addresses of the pages belonging to the lower
  55 levels. The pointer to the top level page table resides in a
  56 register. When the CPU performs the address translation, it uses this
  57 register to access the top level page table. The high bits of the
  58 virtual address are used to index an entry in the top level page
  59 table. That entry is then used to access the next level in the
  60 hierarchy with the next bits of the virtual address as the index to
  61 that level page table. The lowest bits in the virtual address define
  62 the offset inside the actual page.
  63
  64 Huge Pages
  65 ==========
  66
  67 The address translation requires several memory accesses and memory
  68 accesses are slow relatively to CPU speed. To avoid spending precious
  69 processor cycles on the address translation, CPUs maintain a cache of
  70 such translations called Translation Lookaside Buffer (or
  71 TLB). Usually TLB is pretty scarce resource and applications with
  72 large memory working set will experience performance hit because of
  73 TLB misses.
  74
  75 Many modern CPU architectures allow mapping of the memory pages
  76 directly by the higher levels in the page table. For instance, on x86,
  77 it is possible to map 2M and even 1G pages using entries in the second
  78 and the third level page tables. In Linux such pages are called
  79 `huge`. Usage of huge pages significantly reduces pressure on TLB,
  80 improves TLB hit-rate and thus improves overall system performance.
  81
  82 There are two mechanisms in Linux that enable mapping of the physical
  83 memory with the huge pages. The first one is `HugeTLB filesystem`, or
  84 hugetlbfs. It is a pseudo filesystem that uses RAM as its backing
  85 store. For the files created in this filesystem the data resides in
  86 the memory and mapped using huge pages. The hugetlbfs is described at
  87 Documentation/admin-guide/mm/hugetlbpage.rst.
  88
  89 Another, more recent, mechanism that enables use of the huge pages is
  90 called `Transparent HugePages`, or THP. Unlike the hugetlbfs that
  91 requires users and/or system administrators to configure what parts of
  92 the system memory should and can be mapped by the huge pages, THP
  93 manages such mappings transparently to the user and hence the
  94 name. See Documentation/admin-guide/mm/transhuge.rst for more details
  95 about THP.
  96
  97 Zones
  98 =====
  99
 100 Often hardware poses restrictions on how different physical memory
 101 ranges can be accessed. In some cases, devices cannot perform DMA to
 102 all the addressable memory. In other cases, the size of the physical
 103 memory exceeds the maximal addressable size of virtual memory and
 104 special actions are required to access portions of the memory. Linux
 105 groups memory pages into `zones` according to their possible
 106 usage. For example, ZONE_DMA will contain memory that can be used by
 107 devices for DMA, ZONE_HIGHMEM will contain memory that is not
 108 permanently mapped into kernel's address space and ZONE_NORMAL will
 109 contain normally addressed pages.
 110
 111 The actual layout of the memory zones is hardware dependent as not all
 112 architectures define all zones, and requirements for DMA are different
 113 for different platforms.
 114
 115 Nodes
 116 =====
 117
 118 Many multi-processor machines are NUMA - Non-Uniform Memory Access -
 119 systems. In such systems the memory is arranged into banks that have
 120 different access latency depending on the "distance" from the
 121 processor. Each bank is referred to as a `node` and for each node Linux
 122 constructs an independent memory management subsystem. A node has its
 123 own set of zones, lists of free and used pages and various statistics
 124 counters. You can find more details about NUMA in
 125 Documentation/mm/numa.rst` and in
 126 Documentation/admin-guide/mm/numa_memory_policy.rst.
 127
 128 Page cache
 129 ==========
 130
 131 The physical memory is volatile and the common case for getting data
 132 into the memory is to read it from files. Whenever a file is read, the
 133 data is put into the `page cache` to avoid expensive disk access on
 134 the subsequent reads. Similarly, when one writes to a file, the data
 135 is placed in the page cache and eventually gets into the backing
 136 storage device. The written pages are marked as `dirty` and when Linux
 137 decides to reuse them for other purposes, it makes sure to synchronize
 138 the file contents on the device with the updated data.
 139
 140 Anonymous Memory
 141 ================
 142
 143 The `anonymous memory` or `anonymous mappings` represent memory that
 144 is not backed by a filesystem. Such mappings are implicitly created
 145 for program's stack and heap or by explicit calls to mmap(2) system
 146 call. Usually, the anonymous mappings only define virtual memory areas
 147 that the program is allowed to access. The read accesses will result
 148 in creation of a page table entry that references a special physical
 149 page filled with zeroes. When the program performs a write, a regular
 150 physical page will be allocated to hold the written data. The page
 151 will be marked dirty and if the kernel decides to repurpose it,
 152 the dirty page will be swapped out.
 153
 154 Reclaim
 155 =======
 156
 157 Throughout the system lifetime, a physical page can be used for storing
 158 different types of data. It can be kernel internal data structures,
 159 DMA'able buffers for device drivers use, data read from a filesystem,
 160 memory allocated by user space processes etc.
 161
 162 Depending on the page usage it is treated differently by the Linux
 163 memory management. The pages that can be freed at any time, either
 164 because they cache the data available elsewhere, for instance, on a
 165 hard disk, or because they can be swapped out, again, to the hard
 166 disk, are called `reclaimable`. The most notable categories of the
 167 reclaimable pages are page cache and anonymous memory.
 168
 169 In most cases, the pages holding internal kernel data and used as DMA
 170 buffers cannot be repurposed, and they remain pinned until freed by
 171 their user. Such pages are called `unreclaimable`. However, in certain
 172 circumstances, even pages occupied with kernel data structures can be
 173 reclaimed. For instance, in-memory caches of filesystem metadata can
 174 be re-read from the storage device and therefore it is possible to
 175 discard them from the main memory when system is under memory
 176 pressure.
 177
 178 The process of freeing the reclaimable physical memory pages and
 179 repurposing them is called (surprise!) `reclaim`. Linux can reclaim
 180 pages either asynchronously or synchronously, depending on the state
 181 of the system. When the system is not loaded, most of the memory is free
 182 and allocation requests will be satisfied immediately from the free
 183 pages supply. As the load increases, the amount of the free pages goes
 184 down and when it reaches a certain threshold (low watermark), an
 185 allocation request will awaken the ``kswapd`` daemon. It will
 186 asynchronously scan memory pages and either just free them if the data
 187 they contain is available elsewhere, or evict to the backing storage
 188 device (remember those dirty pages?). As memory usage increases even
 189 more and reaches another threshold - min watermark - an allocation
 190 will trigger `direct reclaim`. In this case allocation is stalled
 191 until enough memory pages are reclaimed to satisfy the request.
 192
 193 Compaction
 194 ==========
 195
 196 As the system runs, tasks allocate and free the memory and it becomes
 197 fragmented. Although with virtual memory it is possible to present
 198 scattered physical pages as virtually contiguous range, sometimes it is
 199 necessary to allocate large physically contiguous memory areas. Such
 200 need may arise, for instance, when a device driver requires a large
 201 buffer for DMA, or when THP allocates a huge page. Memory `compaction`
 202 addresses the fragmentation issue. This mechanism moves occupied pages
 203 from the lower part of a memory zone to free pages in the upper part
 204 of the zone. When a compaction scan is finished free pages are grouped
 205 together at the beginning of the zone and allocations of large
 206 physically contiguous areas become possible.
 207
 208 Like reclaim, the compaction may happen asynchronously in the ``kcompactd``
 209 daemon or synchronously as a result of a memory allocation request.
 210
 211 OOM killer
 212 ==========
 213
 214 It is possible that on a loaded machine memory will be exhausted and the
 215 kernel will be unable to reclaim enough memory to continue to operate. In
 216 order to save the rest of the system, it invokes the `OOM killer`.
 217
 218 The `OOM killer` selects a task to sacrifice for the sake of the overall
 219 system health. The selected task is killed in a hope that after it exits
 220 enough memory will be freed to continue normal operation.