内存管理
物理内存与虚拟内存
- 物理内存：硬件提供的 RAM，容量有限
- 虚拟内存：每个进程拥有独立的虚拟地址空间（如 32 位 4GB，64 位可达 256TB），由 MMU（内存管理单元）将虚拟地址映射到物理地址
虚拟内存的核心价值：
- 隔离：进程间互不干扰
- 简化：每个进程看到连续的地址空间
- 超量使用：物理内存不足时，将不活跃页换出到磁盘（Swap）
分页（Paging）
基本概念
- 页（Page）：虚拟地址空间按固定大小划分，通常 4KB
- 页框（Page Frame）：物理内存同样大小划分
- 页表（Page Table）：虚拟页号 → 物理页框号的映射表
多级页表
64 位地址空间下，单级页表会占用海量内存。现代 CPU 使用多级页表：
- x86-64：4 级页表（PML4 → PDPT → PD → PT），每级 512 项
- ARMv8-A：同样支持 4 级页表
虚拟地址分解（x86-64 4KB 页）：
| PML4(9) | PDPT(9) | PD(9) | PT(9) | 页内偏移(12) |多级页表的核心优势：按需创建——只有实际使用的虚存区域才分配页表项。
TLB（Translation Lookaside Buffer）
- CPU 内部的页表硬件缓存
- 缓存最近使用的虚拟地址到物理地址的映射
- 局部性原理：TLB 命中时无需访问内存中的页表
- TLB Miss 需要遍历多级页表，开销极大
大页（Huge Pages）：使用 2MB 或 1GB 的大页可减少 TLB Miss，常用于数据库、JVM 等内存密集型应用。
页面置换算法
物理内存不足时，需要将某些页面换出到磁盘：
| 算法 | 描述 | 评价 |
|---|---|---|
| FIFO | 先入先出 | 简单但可能换出频繁使用的页面（Belady 异常） |
| LRU | 最近最少使用 | 近似最优，但硬件实现成本高 |
| Clock（NRU） | 近似 LRU，使用引用位 | Linux 实际采用的方案 |
| LFU | 最不经常使用 | 可能积累"冷数据"长期不被换出 |
| 最优（OPT） | 置换未来最晚使用的 | 理论最优，无法实现 |
| 工作集 | 基于进程工作集模型 | 避免抖动 |
分段（Segmentation）
概念
进程地址空间按逻辑划分，每个段有独立基址和界限：
- 代码段（Code/Text）
- 数据段（Data/BSS）
- 堆段（Heap）
- 栈段（Stack）
段页式
现代操作系统结合分页和分段：分段管理逻辑，分页管理物理。
- 段选择子 → 段描述符（含段基址）
- 段基址 + 段内偏移 → 线性地址（虚拟地址）
- 虚拟地址 → 分页机制 → 物理地址
x86 架构从 80386 开始使用段页式，但 Linux 通过"平坦模型"弱化分段（所有段基址为 0），实质上使用的是纯分页。
虚拟内存的实现
缺页中断（Page Fault）
访问未加载到物理内存的虚拟地址时，CPU 触发缺页中断：
- CPU 检查页表项，发现 Present 位为 0
- 操作系统缺页处理程序执行
- 从磁盘（Swap 或文件映射）读取页面到空闲页框
- 更新页表，设置 Present 位
- 重新执行触发缺页的指令
Swapping 与页面换出
当物理内存不足时，内核的页面回收机制执行：
- kswapd 内核线程：后台监测空闲内存水位，达到 low 水位时开始回收
- 直接回收：同步内存分配失败时触发
- OOM Killer：极端情况下终止进程释放内存
写时复制（Copy-on-Write, COW）
fork() 创建子进程时，不立即复制全部内存，而是：
- 父子进程共享同一物理页，页表标记为只读
- 任一进程写入时触发保护错误
- 内核分配新物理页，复制内容
- 更新页表为可写
优势：fork() 后立即 exec() 的场景完全避免复制，大幅提升效率。
Linux 内存管理关键命令
bash
# 查看内存使用
free -h
cat /proc/meminfo
# 查看进程内存映射
cat /proc/<PID>/maps
cat /proc/<PID>/smaps # 详细内存使用
# 查看页错误
ps -o minflt,majflt <PID>
# 大页配置
cat /proc/meminfo | grep Huge
# 内存压力测试
vmstat 1常见面试问题
- 虚拟内存解决了什么问题？没有虚拟内存会怎样？
- 多级页表为什么能节省内存？
- 缺页中断的处理流程？
- LRU 的硬件实现方式有哪些？
- Linux 的 OOM Killer 如何选择被终止的进程？
- Segment Fault 是怎么产生的？